linux提供了select、poll、epoll接口来实现IO复用，三者的原型如下所示，本文从参数、实现、性能等方面对三者进行对比。
复制代码 代码如下:
int select(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);
int poll(struct pollfd *fds, nfds_t nfds, int timeout);
int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event *events, int maxevents, int timeout);

select、poll、epoll_wait参数及实现对比
1．select的第一个参数nfds为fdset集合中最大描述符值加1，fdset是一个位数组，其大小限制为__FD_SETSIZE（1024），位数组的每一位代表其对应的描述符是否需要被检查。

select的第二三四个参数表示需要关注读、写、错误事件的文件描述符位数组，这些参数既是输入参数也是输出参数，可能会被内核修改用于标示哪些描述符上发生了关注的事件。所以每次调用select前都需要重新初始化fdset。

timeout参数为超时时间，该结构会被内核修改，其值为超时剩余的时间。

select对应于内核中的sys_select调用，sys_select首先将第二三四个参数指向的fd_set拷贝到内核，然后对每个被SET的描述符调用进行poll，并记录在临时结果中（fdset），如果有事件发生，select会将临时结果写到用户空间并返回；当轮询一遍后没有任何事件发生时，如果指定了超时时间，则select会睡眠到超时，睡眠结束后再进行一次轮询，并将临时结果写到用户空间，然后返回。

select返回后，需要逐一检查关注的描述符是否被SET（事件是否发生）。

2．poll与select不同，通过一个pollfd数组向内核传递需要关注的事件，故没有描述符个数的限制，pollfd中的events字段和revents分别用于标示关注的事件和发生的事件，故pollfd数组只需要被初始化一次。

poll的实现机制与select类似，其对应内核中的sys_poll，只不过poll向内核传递pollfd数组，然后对pollfd中的每个描述符进行poll，相比处理fdset来说，poll效率更高。

poll返回后，需要对pollfd中的每个元素检查其revents值，来得指事件是否发生。

3．epoll通过epoll_create创建一个用于epoll轮询的描述符，通过epoll_ctl添加/修改/删除事件，通过epoll_wait检查事件，epoll_wait的第二个参数用于存放结果。

epoll与select、poll不同，首先，其不用每次调用都向内核拷贝事件描述信息，在第一次调用后，事件信息就会与对应的epoll描述符关联起来。另外epoll不是通过轮询，而是通过在等待的描述符上注册回调函数，当事件发生时，回调函数负责把发生的事件存储在就绪事件链表中，最后写到用户空间。

epoll返回后，该参数指向的缓冲区中即为发生的事件，对缓冲区中每个元素进行处理即可，而不需要像poll、select那样进行轮询检查。

select、poll、epoll_wait性能对比
select、poll的内部实现机制相似，性能差别主要在于向内核传递参数以及对fdset的位操作上，另外，select存在描述符数的硬限制，不能处理很大的描述符集合。这里主要考察poll与epoll在不同大小描述符集合的情况下性能的差异。

测试程序会统计在不同的文件描述符集合的情况下，1s内poll与epoll调用的次数。统计结果如下，从结果可以看出，对poll而言，每秒钟内的系统调用数目虽集合增大而很快降低，而epoll基本保持不变，具有很好的扩展性。

描述符集合大小

poll

epoll

1

331598

258604

10

330648

297033

100

91199

288784

1000

27411

296357

5000

5943

288671

10000

2893

292397

25000

1041

285905

50000

536

293033

100000

224

285825

一、连接数
我本人也曾经在项目中用过select和epoll,对于select，感触最深的是linux下select最大数目限制(windows 下似乎没有限制)，每个进程的select最多能处理FD_SETSIZE个FD(文件句柄)，
如果要处理超过1024个句柄，只能采用多进程了。
常见的使用slect的多进程模型是这样的： 一个进程专门accept，成功后将fd通过unix socket传递给子进程处理，父进程可以根据子进程负载分派。曾经用过1个父进程+4个子进程 承载了超过4000个的负载。
这种模型在我们当时的业务运行的非常好。epoll在连接数方面没有限制，当然可能需要用户调用API重现设置进程的资源限制。

二、IO差别
1、select的实现
这段可以结合linux内核代码描述了，我使用的是2.6.28，其他2.6的代码应该差不多吧。
先看看select:
select系统调用的代码在fs/Select.c下，
复制代码 代码如下:
asmlinkage long sys_select(int n, fd_set __user *inp, fd_set __user *outp,
fd_set __user *exp, struct timeval __user *tvp)
{
struct timespec 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);
ret = poll_select_copy_remaining(&end_time, tvp, 1, ret);
return ret;
}

前面是从用户控件拷贝各个fd_set到内核空间，接下来的具体工作在core_sys_select中，
core_sys_select->do_select,真正的核心内容在do_select里：
复制代码 代码如下:
int do_select(int n, fd_set_bits *fds, struct timespec *end_time)
{
ktime_t expire, *to = NULL;
struct poll_wqueues table;
poll_table *wait;
int retval, i, timed_out = 0;
unsigned long slack = 0;
rcu_read_lock();
retval = max_select_fd(n, fds);
rcu_read_unlock();
if (retval < 0)
return retval;
n = retval;
poll_initwait(&table);
wait = &table.pt;
if (end_time && !end_time->tv_sec && !end_time->tv_nsec) {
wait = NULL;
timed_out = 1;
}
if (end_time && !timed_out)
slack = estimate_accuracy(end_time);
retval = 0;
for (;;) {
unsigned long *rinp, *routp, *rexp, *inp, *outp, *exp;
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
inp = fds->in; outp = fds->out; exp = fds->ex;
rinp = fds->res_in; routp = fds->res_out; rexp = fds->res_ex;
for (i = 0; i < n; ++rinp, ++routp, ++rexp) {
unsigned long in, out, ex, all_bits, bit = 1, mask, j;
unsigned long res_in = 0, res_out = 0, res_ex = 0;
const struct file_operations *f_op = NULL;
struct file *file = NULL;
in = *inp++; out = *outp++; ex = *exp++;
all_bits = in | out | ex;
if (all_bits == 0) {
i += __NFDBITS;
continue;
}
for (j = 0; j < __NFDBITS; ++j, ++i, bit <<= 1) {
int fput_needed;
if (i >= n)
break;
if (!(bit & all_bits))
continue;
file = fget_light(i, &fput_needed);
if (file) {
f_op = file->f_op;
mask = DEFAULT_POLLMASK;
if (f_op && f_op->poll)
mask = (*f_op->poll)(file, retval ? NULL : wait);
fput_light(file, fput_needed);
if ((mask & POLLIN_SET) && (in & bit)) {
res_in |= bit;
retval++;
}
if ((mask & POLLOUT_SET) && (out & bit)) {
res_out |= bit;
retval++;
}
if ((mask & POLLEX_SET) && (ex & bit)) {
res_ex |= bit;
retval++;
}
}
}
if (res_in)
*rinp = res_in;
if (res_out)
*routp = res_out;
if (res_ex)
*rexp = res_ex;
cond_resched();
}
wait = NULL;
if (retval || timed_out || signal_pending(current))
break;
if (table.error) {
retval = table.error;
break;
}
/*
* If this is the first loop and we have a timeout
* given, then we convert to ktime_t and set the to
* pointer to the expiry value.
*/
if (end_time && !to) {
expire = timespec_to_ktime(*end_time);
to = &expire;
}
if (!schedule_hrtimeout_range(to, slack, HRTIMER_MODE_ABS))
timed_out = 1;
}
__set_current_state(TASK_RUNNING);
poll_freewait(&table);
return retval;
}

上面的代码很多，其实真正关键的代码是这一句:
复制代码 代码如下:
mask = (*f_op->poll)(file, retval ? NULL : wait);
这个是调用文件系统的 poll函数，不同的文件系统poll函数自然不同，由于我们这里关注的是tcp连接，而socketfs的注册在 net/Socket.c里。
register_filesystem(&sock_fs_type);
socket文件系统的函数也是在net/Socket.c里：
static const struct file_operations socket_file_ops = {
.owner = THIS_MODULE,
.llseek = no_llseek,
.aio_read = sock_aio_read,
.aio_write = sock_aio_write,
.poll = sock_poll,
.unlocked_ioctl = sock_ioctl,
#ifdef CONFIG_COMPAT
.compat_ioctl = compat_sock_ioctl,
#endif
.mmap = sock_mmap,
.open = sock_no_open,
.release = sock_close,
.fasync = sock_fasync,
.sendpage = sock_sendpage,
.splice_write = generic_splice_sendpage,
.splice_read = sock_splice_read,
};

从sock_poll跟随下去，
最后可以到 net/ipv4/tcp.c的
unsigned int tcp_poll(struct file *file, struct socket *sock, poll_table *wait)
这个是最终的查询函数，
也就是说select 的核心功能是调用tcp文件系统的poll函数，不停的查询，如果没有想要的数据，主动执行一次调度（防止一直占用cpu），直到有一个连接有想要的消息为止。
从这里可以看出select的执行方式基本就是不同的调用poll,直到有需要的消息为止，如果select 处理的socket很多，这其实对整个机器的性能也是一个消耗。
2、epoll的实现
epoll的实现代码在 fs/EventPoll.c下，
由于epoll涉及到几个系统调用，这里不逐个分析了，仅仅分析几个关键点，
第一个关键点在
static int ep_insert(struct eventpoll *ep, struct epoll_event *event,
struct file *tfile, int fd)
这是在我们调用sys_epoll_ctl 添加一个被管理socket的时候调用的函数，关键的几行如下：
复制代码 代码如下:
epq.epi = epi;
init_poll_funcptr(&epq.pt, ep_ptable_queue_proc);
/*
* Attach the item to the poll hooks and get current event bits.
* We can safely use the file* here because its usage count has
* been increased by the caller of this function. Note that after
* this operation completes, the poll callback can start hitting
* the new item.
*/
revents = tfile->f_op->poll(tfile, &epq.pt);

这里也是调用文件系统的poll函数，不过这次初始化了一个结构，这个结构会带有一个poll函数的callback函数：ep_ptable_queue_proc，
在调用poll函数的时候，会执行这个callback，这个callback的功能就是将当前进程添加到 socket的等待进程上。
复制代码 代码如下:
static void ep_ptable_queue_proc(struct file *file, wait_queue_head_t *whead,
poll_table *pt)
{
struct epitem *epi = ep_item_from_epqueue(pt);
struct eppoll_entry *pwq;
if (epi->nwait >= 0 && (pwq = kmem_cache_alloc(pwq_cache, GFP_KERNEL))) {
init_waitqueue_func_entry(&pwq->wait, ep_poll_callback);
pwq->whead = whead;
pwq->base = epi;
add_wait_queue(whead, &pwq->wait);
list_add_tail(&pwq->llink, &epi->pwqlist);
epi->nwait++;
} else {

epi->nwait = -1;
}
}

注意到参数 whead 实际上是 sk->sleep，其实就是将当前进程添加到sk的等待队列里，当该socket收到数据或者其他事件触发时，会调用
sock_def_readable 或者sock_def_write_space 通知函数来唤醒等待进程，这2个函数都是在socket创建的时候填充在sk结构里的。
从前面的分析来看，epoll确实是比select聪明的多、轻松的多，不用再苦哈哈的去轮询了。