select 函数源码简析

阻塞式 I/O：“有美人兮，见之不忘，一日不见兮，思之如狂。”

select：“所用皆鹰腾，破敌过箭疾”

select() 允许一个程序监听多个文件描述符，等待一个或者多个文件描述符的 I/O 操作变成“就绪”状态（比如：可读）。对 select/poll/epoll 的原理与差异不熟悉的同学，可以先看《select/poll/epoll(上)》和《select/poll/epoll 区别》，再回来啃源码。

参数

int select(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds,
           fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);

• int nfds：表示待监听的集合里的最大文件描述符的值 + 1
• fd_set *readfds、fd_set *writefds、fd_set *exceptfds：三个集合分别存放需要监听读、写、异常三个操作的文件描述符
• struct timeval *timeout：表示超时时间。传入一个时间值为 0 的 timeval（秒和微秒均为 0）则立刻扫描并返回，设为 NULL 则永远等待，直到有文件描述符就绪

阅读的 Linux 内核版本：linux-2.6.32.68，select 源码位于 fs/select.c 文件。

执行流程

select 函数执行从此开始，关键调用流程如下：

select() -> core_sys_select() -> do_select()

select 的主要操作在 do_select() 函数中完成。

在入口函数 sys_select() 中，主要把超时时间 tvp 的值从用户空间复制到内核空间，并且调用 poll_select_set_timeout() 函数把超时时间的长度加到当前时间上，获得最终的结束时间点 to。由于 poll_select_set_timeout() 的时间精度是纳秒，所以需要转换。

之后调用 core_sys_select() 函数执行主要逻辑。

在主要程序执行完之后，还会调用 poll_select_copy_remaining() 把等待时间中的剩余时间返回给用户态的 tvp。

core_sys_select()

core_sys_select() 函数主要为真正的 select 操作分配存储空间。这里分配了一个名为 stack_fds 的 long 长整型集合。首先预分配了 long stack_fds[SELECT_STACK_ALLOC/sizeof(long)];，根据 SELECT_STACK_ALLOC 的定义，stack_fds 的大小为 256 字节。

之前存放文件描述符集合的类型是 fd_set，根据内核头文件的定义，fd_set 类型在内核里实际上就是 __kernel_fd_set 结构体，里面只包含了一个 unsigned long 类型的数组 fds_bits。这个数组共有 1024/(8 * sizeof(unsigned long)) 个元素，占用空间为 1024 bit。在 select 中文件描述符在集合里是以位图的形式存在的，把文件描述符存放在三个集合中，最大直到 1023，也就是只能监听最多 1024 个文件描述符，并且只能是 0 ~ 1023。

所以，存放文件描述符的数据结构限制了 select() 最多只能监听 1024 个文件描述符。

回到刚刚 core_sys_select() 里的 stack_fds 数组，这个变量占用空间大小是 256 字节，即 SELECT_STACK_ALLOC/sizeof(long) 个 long 元素，合计 2048 bit。内核源码注释里写明 “We need 6 bitmaps (in/out/ex for both incoming and outgoing)”，结合代码可以看到，stack_fds 要存放的是 6 个位图，分别对应用户态传入的存放监听读、写、异常三个操作的文件描述符集合，以及这三个操作在 select 执行过后需要返回的三个集合。

这是 select 的机制，每次执行 select() 之后，函数把“就绪”的文件描述符留下，返回。下一次，再次执行 select() 时，需要重新把需要监听的文件描述符传入。

我认为，如果要节约空间，完全可以在传入的三个集合中进行删减，不必浪费三个集合的空间。（我的想法，可能有其他问题。）

如果刚从栈中分配的 stack_fds 不够存放 6 个集合的数据，那么再从 kmalloc 分配（用于分配大空间）。

6 个集合分别用指针指向 stack_fds 中的不同部分空间，依次利用，间隔大小为 size。

根据 size=FDS_BYTES(n);，它的大小是 ((((n)+(8*sizeof(long))-1)/(8*sizeof(long)))*sizeof(long))。以 64 位系统为例，long 为 8 字节，则大小为 ((n + 64 - 1) / 64) * 8，也就是按每 64 个描述符占一个 long（8 字节）向上取整。n 是用户态程序指定的最大描述符 + 1，如果我要监听的最大文件描述符为 7，n 为 8，由于这是整型运算，则结果为 8（字节）。也就是确保能存下所有描述符，而且大小为 8 字节的倍数。所以 kmalloc 分配的空间 6 个集合是可以存放下去的。

之后从用户态空间把集合数据拷贝过来，并且初始化用于输出的 3 个位图空间为 0。进入 do_select() 函数。

do_select()

在 do_select() 里面，主要是一遍一遍循环遍历每一个文件描述符，查询哪一个为就绪状态。

在外层的循环 for (;;)，每一次是整个集合遍历一遍。这是死循环，直到达到触发条件才会退出：

1. 有就绪的文件描述符
2. 超时
3. 中断

第一遍扫描之后，如果还没有任何文件描述符就绪，当前进程会进入睡眠状态，以节约资源，直到下一次被唤醒（由文件描述符变为就绪状态触发唤醒）。

第二层的 for (i = 0; i < n; ++rinp, ++routp, ++rexp) { 循环，每一次是遍历一个 unsigned long 长度的位图，也就是 __NFDBITS 个描述符，这是由第三层循环决定的。从 i < n 可知，因为函数只会循环到 n-1，所以才需要输入的最大文件描述符值 nfds + 1。

第三层 for (j = 0; j < __NFDBITS; ++j, ++i, bit <<= 1) { 循环每次遍历一个 bit 即一个文件描述符，遍历 __NFDBITS 次。

可以看到，第二层每次比较的就是一个 unsigned long 长度的位图。因为对于位图，可以一次比较多位，都没有需要监听的文件描述符就跳过，以加快速度。

循环里先根据文件描述符获得文件结构体，然后调用结构体里 f_op 中挂载的 poll 函数，以获取就绪信息。可以看到 select 的功能依赖文件的驱动实现：

mask = (*f_op->poll)(file, wait);

这是 select 的关键，这里不仅检测了文件是否就绪，而且还把当前进程加入等待队列，如果该文件描述符就绪，则会触发回调，以及唤醒该进程。这需要该文件挂载的驱动的配合。

retval 变量用于累计“就绪”的文件描述符数量，包括 3 个集合所有的。

一整次扫描完成的最后，调用 poll_schedule_timeout 函数，如果还未超时，则进入睡眠，等待就绪的文件描述符唤醒。如果超时，则置 timed_out = 1;。所以可以看到此处为跳出循环的代码，也就是在超时之后，还要再循环一次才能跳出。

最后跳出循环后，调用 poll_freewait(&table); 移出等待队列。

可以看出来，select 的开销大在于每次都要遍历扫描每一个文件描述符就绪状态，并且是从最小的描述符 0 开始比较，做了很多无用功，所以效率很低。随着文件描述符的增加，效率会越来越低。