从内核看epoll的实现（基于5.9.9）
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前言：epoll是现代服务器的基石，也是高效处理大量请求的利器，从设计上来看，epoll的设计思想也是非常优秀的，本文介绍epoll的实现，从中我们不仅看到epoll的实现原理和机制，同时也能领略到其中优秀的设计思想。
epoll的使用非常简单，主要是几个API，下面我们一个个分析。
1 epoll_create
epoll_create是创建epoll实例的API，对使用方来说，epoll是一个黑盒子，我们通过操作系统提供的API，拿到一个实例（黑盒子）之后，就可以往里面注册我们想要监听的fd和事件，条件满足的时候，epoll就会通知我们，下面我们看看epoll_create的实现。
SYSCALL_DEFINE1(epoll_create1, int, flags){ return do_epoll_create(flags);}SYSCALL_DEFINE1(epoll_create, int, size){ if (size <= 0) return -EINVAL; return do_epoll_create(0);} 我们看到epoll_create有两个版本，其中epoll_create1多支持了flags参数，比如设置非阻塞模式，两个API具体的区别不大。接下来我们看do_epoll_create。
static int do_epoll_create(int flags){ int error, fd; struct eventpoll *ep = NULL; struct file *file; // 只支持CLOEXEC if (flags & ~EPOLL_CLOEXEC) return -EINVAL; // 分配一个eventpoll error = ep_alloc(&ep); // 获取一个空闲文件描述符 fd = get_unused_fd_flags(O_RDWR | (flags & O_CLOEXEC)); // 获取一个file，并且关联eventpoll_fops和上下文ep file = anon_inode_getfile("[eventpoll]", &eventpoll_fops, ep, O_RDWR | (flags & O_CLOEXEC)); // ep和file关联起来，上面是file和ep关联 ep->file = file; // 关联fd和file fd_install(fd, file); return fd;} 我们看到do_epoll_create的实现非常简单，主要是创建了一个eventpoll结构体，eventpoll结构体比较复杂。下面列出核心的字段。
struct eventpoll { struct mutex mtx; // 阻塞在该epoll的进程队列 wait_queue_head_t wq; // 当epoll被另一个epoll监听时需要使用poll_wait记录阻塞在该epoll的队列 wait_queue_head_t poll_wait; // 就绪队列 struct list_head rdllist; rwlock_t lock; // 红黑树根节点 struct rb_root_cached rbr; // 记录epitem的单链表 struct epitem *ovflist; struct wakeup_source *ws; // 创建该epoll的用户信息 struct user_struct *user; // epoll对应的file struct file *file;}; 创建了一个eventpoll结构体后，接着申请了一个file和fd，并且把file和eventpoll关联起来，主要的作用是调用方后续可以通过fd操作eventpoll，架构如下。
2 epoll_ctl
epoll_ctl是操作epoll的总入口，也是非常复杂的开始，但是简单来说就是增删改的接口。
SYSCALL_DEFINE4(epoll_ctl, int, epfd, int, op, int, fd, struct epoll_event __user *, event){ struct epoll_event epds; // 判断是否需要复制数据，如果是删除则不需要，根据fd删除就行 if (ep_op_has_event(op) && copy_from_user(&epds, event, sizeof(struct epoll_event))) return -EFAULT; return do_epoll_ctl(epfd, op, fd, &epds, false);} epoll_ctl是对do_epoll_ctl的封装。
// 操作epollint do_epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *epds, bool nonblock){ int error; int full_check = 0; struct fd f, tf; struct eventpoll *ep; struct epitem *epi; struct eventpoll *tep = NULL; error = -EBADF; // 根据fd找到对应的数据结构 f = fdget(epfd); // 获取被操作的文件描述符的数据结构 tf = fdget(fd); error = -EPERM; // 资源有没有实现poll接口，使用epoll监听的资源需要实现poll钩子 if (!file_can_poll(tf.file)) goto error_tgt_fput; error = -EINVAL; // 保证被操作的fd不是自己，并且自己是epoll if (f.file == tf.file || !is_file_epoll(f.file)) goto error_tgt_fput; // 根据fd找到epoll数据结构 ep = f.file->private_data; // 加锁 epoll_mutex_lock(&ep->mtx, 0, nonblock); // 判断fd是否已经存在epoll的红黑树中 epi = ep_find(ep, tf.file, fd); error = -EINVAL; switch (op) { // 新增 case EPOLL_CTL_ADD: // 之前没有则可以新增，否则报错 if (!epi) { epds->events |= EPOLLERR | EPOLLHUP; // 插入epoll error = ep_insert(ep, epds, tf.file, fd, full_check); } else error = -EEXIST; break; // 删除 case EPOLL_CTL_DEL: // 存在则删除，否则报错 if (epi) error = ep_remove(ep, epi); else error = -ENOENT; break; // 修改 case EPOLL_CTL_MOD: // 存在则修改，否则报错 if (epi) { if (!(epi->event.events & EPOLLEXCLUSIVE)) { epds->events |= EPOLLERR | EPOLLHUP; error = ep_modify(ep, epi, epds); } } else error = -ENOENT; break; } return error;} 我们看到do_epoll_ctl主要首先通过两个fd拿到对应的epoll和资源，然后做了一些校验，接着根据操作类型做进一步处理，操作类型有增删改，我们只需要分析插入就行，这是epoll核心。
static int ep_insert(struct eventpoll *ep, const struct epoll_event *event, struct file *tfile, int fd, int full_check){ int error, pwake = 0; __poll_t revents; long user_watches; struct epitem *epi; struct ep_pqueue epq; lockdep_assert_irqs_enabled(); // 监听的文件描述符个数 user_watches = atomic_long_read(&ep->user->epoll_watches); // 超了 if (unlikely(user_watches >= max_user_watches)) return -ENOSPC; // 分配一个epitem if (!(epi = kmem_cache_alloc(epi_cache, GFP_KERNEL))) return -ENOMEM; // 初始化 INIT_LIST_HEAD(&epi->rdllink); INIT_LIST_HEAD(&epi->fllink); INIT_LIST_HEAD(&epi->pwqlist); // 所属的epoll epi->ep = ep; // 保存fd和file ep_set_ffd(&epi->ffd, tfile, fd); // 记录订阅事件 epi->event = *event; epi->nwait = 0; epi->next = EP_UNACTIVE_PTR; spin_lock(&tfile->f_lock); // 把epi插入所属file的队列 list_add_tail_rcu(&epi->fllink, &tfile->f_ep_links); spin_unlock(&tfile->f_lock); // 插入红黑树 ep_rbtree_insert(ep, epi); error = -EINVAL; // 关联对应的epitem epq.epi = epi; // 初始化ep_pqueue init_poll_funcptr(&epq.pt, ep_ptable_queue_proc); // 判断是否有事件触发了 revents = ep_item_poll(epi, &epq.pt, 1); error = -ENOMEM; write_lock_irq(&ep->lock); // 事件触发了，并且还没有加入就绪队列则加入 if (revents && !ep_is_linked(epi)) { list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist); // 等待队列非空则唤醒阻塞在该epoll的队列 if (waitqueue_active(&ep->wq)) wake_up(&ep->wq); // 一个epoll被另一个监听，唤醒主epoll if (waitqueue_active(&ep->poll_wait)) pwake++; } // 一个epoll被另一个监听，唤醒主epoll if (pwake) ep_poll_safewake(ep, NULL); write_unlock_irq(&ep->lock); // 监听数加一 atomic_long_inc(&ep->user->epoll_watches); return 0;} 插入操作的逻辑分为以下几个部分
1 分配一个epitem表示一个被epoll监听的项，插入红黑树。 2 判断当前被监听的fd订阅的事件是否触发了，即注册的时候，事件就触发了，是则插入就绪队列。 3 初始化并注册节点到资源对应的队列中。 1，2的逻辑是很自然的，执行完后的架构如下
我们重点来分析3，3也是epoll最核心的设计，也就是资源满足条件的时候是如何通知epoll的，核心代码如下。 struct ep_pqueue epq;// 关联对应的epitemepq.epi = epi;// 把函数ep_ptable_queue_proc保存到epq.ptinit_poll_funcptr(&epq.pt, ep_ptable_queue_proc);// 判断是否有事件触发了revents = ep_item_poll(epi, &epq.pt, 1);
我们看到上面代码初始化了一个ep_pqueue结构体，重点是把epitem关联到了ep_pqueue结构体中，后面会看到它的作用。我们看看ep_pqueue结构体的定义。
typedef struct poll_table_struct { // 函数指针 poll_queue_proc _qproc; // unsigned __poll_t _key;} poll_table;struct ep_pqueue { poll_table pt; struct epitem *epi;}; 上面代码执行完之后架构如下。
初始化完后接着看ep_item_poll函数。 static __poll_t ep_item_poll(const struct epitem *epi, poll_table *pt, int depth){ struct eventpoll *ep; bool locked; pt->_key = epi->event.events; // 不是epoll，则执行钩子函数poll if (!is_file_epoll(epi->ffd.file)) return vfs_poll(epi->ffd.file, pt) & epi->event.events;}static inline __poll_t vfs_poll(struct file *file, struct poll_table_struct *pt){ if (unlikely(!file->f_op->poll)) return DEFAULT_POLLMASK; return file->f_op->poll(file, pt);} ep_item_poll的逻辑是主要是执行poll钩子函数。epoll是一种机制，支持epoll的其他模块，需要实现poll钩子函数。下面以eventfd为例。
static __poll_t eventfd_poll(struct file *file, poll_table *wait){ struct eventfd_ctx *ctx = file->private_data; __poll_t events = 0; u64 count; /* 核心逻辑，wqh是wait_queue_head_t结构体，即管理一个队列的结构体 struct wait_queue_head { spinlock_t lock; struct list_head head; }; */ poll_wait(file, &ctx->wqh, wait); // 判断当前触发的事件 count = READ_ONCE(ctx->count); if (count > 0) events |= EPOLLIN; if (count == ULLONG_MAX) events |= EPOLLERR; if (ULLONG_MAX - 1 > count) events |= EPOLLOUT; return events;} eventfd的poll函数为eventfd_poll。eventfd_poll会判断当前触发的事件，如果恰好是调用方订阅的事件，则直接插入就绪队列。我们主要看poll_wait的逻辑，这是非常核心的逻辑。
/* file和p参数是被监听fd对应的数据结构 wait_address是某个模块定义的数据结构， 用于记录当前等待资源事件触发的节点*/static inline void poll_wait(struct file * filp, wait_queue_head_t * wait_address, poll_table *p){ if (p && p->_qproc && wait_address) p->_qproc(filp, wait_address, p);} poll_wait简单地调用_qproc函数。如果我们还有印象的话，可能会记得这个函数是ep_ptable_queue_proc。
// 具体的资源方调用static void ep_ptable_queue_proc(struct file *file, wait_queue_head_t *whead, poll_table *pt){ // 获取pt关联的epitem struct epitem *epi = ep_item_from_epqueue(pt); // 分配一个eppoll_entry struct eppoll_entry *pwq; if (epi->nwait >= 0 && (pwq = kmem_cache_alloc(pwq_cache, GFP_KERNEL))) { // 初始化pwq，记录ep_poll_callback函数 init_waitqueue_func_entry(&pwq->wait, ep_poll_callback); pwq->whead = whead; // 关联的epitem pwq->base = epi; // pwq插入whead队列，whead由具体资源提供，比如文件，管道，资源满足条件时会pwd对应的回调 // 插入EPOLLEXCLUSIVE解决惊群 if (epi->event.events & EPOLLEXCLUSIVE) add_wait_queue_exclusive(whead, &pwq->wait); else add_wait_queue(whead, &pwq->wait); // 插入关联的epi队列 list_add_tail(&pwq->llink, &epi->pwqlist); epi->nwait++; } else { /* We have to signal that an error occurred */ epi->nwait = -1; }} ep_ptable_queue_proc申请了一个eppoll_entry结构体，定义如下。
struct wait_queue_entry { unsigned int flags; void *private; wait_queue_func_t func; struct list_head entry;};struct eppoll_entry { // 插入所属epitem节点的队列 struct list_head llink; // 关联的epitem struct epitem *base; // 插入资源等待队列的节点 wait_queue_entry_t wait; // 指向资源等待队列的头指针所在结构体 wait_queue_head_t *whead;}; ep_ptable_queue_proc申请了eppoll_entry结构体并初始化后，插入资具体功能模块定义的队列中，架构如下。
我们看到调用方往epoll注册了fd和事件，epoll并没有自己去实现检测的逻辑，而是同样地注册一个节点到对应的底层资源，等待它的通知。 3 epoll_wait
注册完fd和事件后，我们就会执行epoll_wait等待事件的触发，虽然有时候我们epoll_wait的时候，事件已经触发了，但是很多情况下，事件往往是异步触发的，比如我们发送一个网络请求，等待响应的时候，下面我们来分析实现。
SYSCALL_DEFINE4(epoll_wait, int, epfd, struct epoll_event __user *, events, int, maxevents, int, timeout){ return do_epoll_wait(epfd, events, maxevents, timeout);} epoll_wait是对do_epoll_wait的封装。
static int do_epoll_wait(int epfd, struct epoll_event __user *events, int maxevents, int timeout){ int error; struct fd f; struct eventpoll *ep; /* 校验 */ if (maxevents <= 0 || maxevents > EP_MAX_EVENTS) return -EINVAL; // 通过fd拿到底层的数据结构 f = fdget(epfd); error = -EINVAL; // 判断是不是epoll实例 if (!is_file_epoll(f.file)) goto error_fput; // 取得epoll的核心结构体 ep = f.file->private_data; error = ep_poll(ep, events, maxevents, timeout);} do_epoll_wait逻辑也不多，主要是拿到epoll实例，继续看ep_poll。
static int ep_poll(struct eventpoll *ep, struct epoll_event __user *events, int maxevents, long timeout){ int res = 0, eavail, timed_out = 0; u64 slack = 0; wait_queue_entry_t wait; ktime_t expires, *to = NULL; // 设置了阻塞时间 if (timeout > 0) { struct timespec64 end_time = ep_set_mstimeout(timeout); slack = select_estimate_accuracy(&end_time); to = &expires; *to = timespec64_to_ktime(end_time); } else if (timeout == 0) { // 0说明不阻塞 timed_out = 1; write_lock_irq(&ep->lock); // 是否有就绪事件 eavail = ep_events_available(ep); write_unlock_irq(&ep->lock); // 直接返回 goto send_events; }fetch_events: // 是否有就绪事件 eavail = ep_events_available(ep); // 有则通知用户 if (eavail) goto send_events; do { /* 初始化wait，保存上下文 => 当前进程，即当前进程插入epoll等待队列 #define init_wait(wait) \ do { \ (wait)->private = current; \ (wait)->func = autoremove_wake_function; \ INIT_LIST_HEAD(&(wait)->entry); \ (wait)->flags = 0; \ } while (0) */ init_wait(&wait); write_lock_irq(&ep->lock); __set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); // 是否有就绪队列 eavail = ep_events_available(ep); // 没有但是当前有信号需要处理则返回EINTR，否则把当前进程加入队列 if (!eavail) { if (signal_pending(current)) res = -EINTR; else __add_wait_queue_exclusive(&ep->wq, &wait); } write_unlock_irq(&ep->lock); // 报错或者有就绪事件则break if (eavail || res) break; // 阻塞当前进程 if (!schedule_hrtimeout_range(to, slack, HRTIMER_MODE_ABS)) { timed_out = 1; break; } eavail = 1; } while (0); // 进程继续执行 __set_current_state(TASK_RUNNING); // 当前进程还在队列（阻塞队列）则移除，因为进程被唤醒了 if (!list_empty_careful(&wait.entry)) { write_lock_irq(&ep->lock); __remove_wait_queue(&ep->wq, &wait); write_unlock_irq(&ep->lock); }send_events: // 没有报错并且有就绪事件，通知用户 if (!res && eavail && !(res = ep_send_events(ep, events, maxevents)) && !timed_out) goto fetch_events; return res;} 接下来我们看看ep_send_events的逻辑。
static int ep_send_events(struct eventpoll *ep, struct epoll_event __user *events, int maxevents){ struct ep_send_events_data esed; // 定义保存触发的事件的结构体 esed.maxevents = maxevents; esed.events = events; ep_scan_ready_list(ep, ep_send_events_proc, &esed, 0, false); return esed.res;} 继续看ep_scan_ready_list。
static __poll_t ep_scan_ready_list(struct eventpoll *ep, __poll_t (*sproc)(struct eventpoll *, struct list_head *, void *), void *priv, int depth, bool ep_locked){ __poll_t res; struct epitem *epi, *nepi; LIST_HEAD(txlist); // 把就绪队列移到txlist list_splice_init(&ep->rdllist, &txlist); // 执行传进来的函数ep_send_events_proc res = (*sproc)(ep, &txlist, priv); /* 把剩下的移到就绪队列，ep_read_events_proc里面会移除txlist列表的节点， 但是可能因为达到阈值，没有处理完。见ep_read_events_proc里面的 esed->res >= esed->maxevents逻辑 */ list_splice(&txlist, &ep->rdllist); return res;}static __poll_t ep_send_events_proc(struct eventpoll *ep, struct list_head *head, void *priv){ struct ep_send_events_data *esed = priv; __poll_t revents; struct epitem *epi, *tmp; struct epoll_event __user *uevent = esed->events; struct wakeup_source *ws; poll_table pt; init_poll_funcptr(&pt, NULL); esed->res = 0; // 遍历就绪队列 list_for_each_entry_safe(epi, tmp, head, rdllink) { if (esed->res >= esed->maxevents) break; // 移出就绪队列 list_del_init(&epi->rdllink); // 触发的事件 revents = ep_item_poll(epi, &pt, 1); // 写入调用方传入的结构体，返回0说明成功 if (__put_user(revents, &uevent->events) || __put_user(epi->event.data, &uevent->data)) { // 失败则插入队列中 list_add(&epi->rdllink, head); return 0; } // 处理个数加一 esed->res++; uevent++; // 设置了EPOLLONESHOT则清除订阅的事件 if (epi->event.events & EPOLLONESHOT) epi->event.events &= EP_PRIVATE_BITS; // 没有设置水平触发则重新插入，下次epoll_wait继续触发，边缘触发模式则只会触发一次 else if (!(epi->event.events & EPOLLET)) { list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist); } } return 0;} ep_send_events_proc主要是把触发的事件复制给调用方，并且根据工作模式和设置的属性对该次事件做进一步处理。至此，epoll的核心逻辑貌似分析完了，但是我们似乎遗留了一个重要的地方，那就是就绪队列的节点是谁又是什么时候插入的呢？
4 事件就绪
我们接着看资源有事件触发的时候是如何通知epoll的。这里以eventfd的eventfd_write为例，即写入的时候。
static ssize_t eventfd_write(struct file *file, const char __user *buf, size_t count, loff_t *ppos){ struct eventfd_ctx *ctx = file->private_data; ssize_t res; __u64 ucnt; spin_lock_irq(&ctx->wqh.lock); res = -EAGAIN; // 可写 if (ULLONG_MAX - ctx->count > ucnt) res = sizeof(ucnt); // 写成功 if (likely(res > 0)) { ctx->count += ucnt; // 队列非空，即操作epoll时，epoll注册的节点 if (waitqueue_active(&ctx->wqh)) // ”唤醒“它，有数据可写 wake_up_locked_poll(&ctx->wqh, EPOLLIN); } spin_unlock_irq(&ctx->wqh.lock); return res;} eventfd_write写入数据后，会通知等待该资源的节点，我们看看wake_up_locked_poll。
#define wake_up_locked_poll(x, m) \ __wake_up_locked_key((x), TASK_NORMAL, poll_to_key(m))void __wake_up_locked_key(struct wait_queue_head *wq_head, unsigned int mode, void *key){ __wake_up_common(wq_head, mode, 1, 0, key, NULL);}static int __wake_up_common(struct wait_queue_head *wq_head, unsigned int mode, int nr_exclusive, int wake_flags, void *key, wait_queue_entry_t *bookmark){ wait_queue_entry_t *curr, *next; int cnt = 0; // 遍历队列 list_for_each_entry_safe_from(curr, next, &wq_head->head, entry) { unsigned flags = curr->flags; int ret; // 执行回调 ret = curr->func(curr, mode, wake_flags, key); if (ret < 0) break; // 设置了WQ_FLAG_EXCLUSIVE则只会回调一个，nr_exclusive是1 if (ret && (flags & WQ_FLAG_EXCLUSIVE) && !--nr_exclusive) break; } return nr_exclusive;} 如果我们有印象，这里执行的回调函数是ep_poll_callback
// 条件满足时，具体资源回调static int ep_poll_callback(wait_queue_entry_t *wait, unsigned mode, int sync, void *key){ // 拿到wait关联的epitem struct epitem *epi = ep_item_from_wait(wait); // 再拿到epitem关联的epoll struct eventpoll *ep = epi->ep; // 触发的事件 __poll_t pollflags = key_to_poll(key); unsigned long flags; int ewake = 0; // 还没插入队列 if (!ep_is_linked(epi)) { // 插入就绪队列 if (list_add_tail_lockless(&epi->rdllink, &ep->rdllist)) ep_pm_stay_awake_rcu(epi); } // 唤醒阻塞到epoll的进程队列 if (waitqueue_active(&ep->wq)) { // “唤醒“阻塞在epoll的进程 wake_up(&ep->wq); }} ep_poll_callback会调用wake_up唤醒阻塞到epoll的进程，我们看看wake_up。
#define wake_up(x) __wake_up(x, TASK_NORMAL, 1, NULL)void __wake_up(struct wait_queue_head *wq_head, unsigned int mode, int nr_exclusive, void *key){ __wake_up_common_lock(wq_head, mode, nr_exclusive, 0, key);}static void __wake_up_common_lock(struct wait_queue_head *wq_head, unsigned int mode, int nr_exclusive, int wake_flags, void *key){ unsigned long flags; wait_queue_entry_t bookmark; bookmark.flags = 0; bookmark.private = NULL; bookmark.func = NULL; INIT_LIST_HEAD(&bookmark.entry); // 这里只会执行一次 do { spin_lock_irqsave(&wq_head->lock, flags); nr_exclusive = __wake_up_common(wq_head, mode, nr_exclusive, wake_flags, key, &bookmark); spin_unlock_irqrestore(&wq_head->lock, flags); } while (bookmark.flags & WQ_FLAG_BOOKMARK);} 核心逻辑是__wake_up_common。__wake_up_common函数的代码刚才已经贴过，但是因为这个函数的逻辑很重要，这里再简单贴一下。
static int __wake_up_common(struct wait_queue_head *wq_head, unsigned int mode, int nr_exclusive, int wake_flags, void *key, wait_queue_entry_t *bookmark){ wait_queue_entry_t *curr, *next; int cnt = 0; // 头指针所在结构体 curr = list_first_entry(&wq_head->head, wait_queue_entry_t, entry); // 遍历队列 list_for_each_entry_safe_from(curr, next, &wq_head->head, entry) { unsigned flags = curr->flags; int ret; // 执行回调 ret = curr->func(curr, mode, wake_flags, key); // 设置了WQ_FLAG_EXCLUSIVE则只执行一次，即只唤醒一个进程，解决惊群问题 if (ret && (flags & WQ_FLAG_EXCLUSIVE) && !--nr_exclusive) break; } return nr_exclusive;} 那么这里的回调又是什么呢？如果我还记得init_wait函数的话，就会知道，init_wait函数只在epoll_wait的时候执行的，用于记录阻塞于epoll的进程队列。
/* 初始化wait，保存上下文 => 当前进程，即当前进程插入epoll等待队列 #define init_wait(wait) \ do { \ (wait)->private = current; \ (wait)->func = autoremove_wake_function; \ INIT_LIST_HEAD(&(wait)->entry); \ (wait)->flags = 0; \ } while (0)*/init_wait(&wait); 我们看到函数是autoremove_wake_function。
int autoremove_wake_function(struct wait_queue_entry *wq_entry, unsigned mode, int sync, void *key){ int ret = default_wake_function(wq_entry, mode, sync, key); if (ret) list_del_init_careful(&wq_entry->entry); return ret;}int default_wake_function(wait_queue_entry_t *curr, unsigned mode, int wake_flags, void *key){ WARN_ON_ONCE(IS_ENABLED(CONFIG_SCHED_DEBUG) && wake_flags & ~WF_SYNC); // curr->private为进程pcb即task_struct return try_to_wake_up(curr->private, mode, wake_flags);}static inttry_to_wake_up(struct task_struct *p, unsigned int state, int wake_flags){ ttwu_runnable(p, wake_flags)；}static int ttwu_runnable(struct task_struct *p, int wake_flags){ ttwu_do_wakeup(rq, p, wake_flags, &rf);}static void ttwu_do_wakeup(struct rq *rq, struct task_struct *p, int wake_flags, struct rq_flags *rf){ p->state = TASK_RUNNING;} autoremove_wake_function流程很长，最终设置进程为就绪状态。
5 监听epoll
监听epoll，这不仅是个非常有意思的功能，同时是一个很有意思的思想。把epoll本身抽象为一种资源。但是这种场景貌似还没有见过。下面我们看一下实现。epoll可以被epoll监听，也可以被poll（早期的io复用机制）监听。不过这种场景貌似很少，有epoll，为什么还会用poll呢？我能想到的场景就是业务代码早期用poll实现的，后期有了epoll，又不能改旧代码，所以就用poll来监听epoll，anyway，我们大概先了解一下实现，被epoll和poll监听是两种不同的情况，虽然代码是一样的，我们分来看。
5.1 poll监听epoll
要被poll监听，就需要实现poll钩子，我们从epoll实现的poll钩子ep_eventpoll_poll开始分析。
static __poll_t ep_eventpoll_poll(struct file *file, poll_table *wait){ // 被监听的epoll struct eventpoll *ep = file->private_data; int depth = 0; // 熟悉的操作 poll_wait(file, &ep->poll_wait, wait); // 判断当前有没有事件触发 return ep_scan_ready_list(ep, ep_read_events_proc, &depth, depth, false);} poll_wait我们已经分析过了就不再分析，ep_scan_ready_list我们也分析过了，主要逻辑是在里面执行函数，ep_read_events_proc，我们看一下ep_read_events_proc是如何判断被监听的epoll中是否有事件触发的。
static __poll_t ep_read_events_proc(struct eventpoll *ep, struct list_head *head, void *priv){ struct epitem *epi, *tmp; poll_table pt; int depth = *(int *)priv; init_poll_funcptr(&pt, NULL); depth++; // 遍历就绪队列 list_for_each_entry_safe(epi, tmp, head, rdllink) { // ep_item_poll判断epitem中实现有事件触发 if (ep_item_poll(epi, &pt, depth)) { return EPOLLIN | EPOLLRDNORM; } } return 0;} 5.2 epoll监听epoll
epoll监听epoll和epoll监听一般的fd是一样的，区别在于插入的时候，poll逻辑的实现。具体逻辑在ep_item_poll。
static __poll_t ep_item_poll(const struct epitem *epi, poll_table *pt, int depth){ struct eventpoll *ep; bool locked; pt->_key = epi->event.events; // 不是epoll，则执行钩子函数poll if (!is_file_epoll(epi->ffd.file)) return vfs_poll(epi->ffd.file, pt) & epi->event.events; // 在epoll里监听另一个epoll，即epitem的fd是另一个epoll对应的fd // 是epoll则首先取得原始epoll的核心数据结构eventpoll ep = epi->ffd.file->private_data; // 执行pt中的函数 poll_wait(epi->ffd.file, &ep->poll_wait, pt); locked = pt && (pt->_qproc == ep_ptable_queue_proc); // 判断是否有事件触发 return ep_scan_ready_list(epi->ffd.file->private_data, ep_read_events_proc, &depth, depth, locked) & epi->event.events;} 我们看到ep_item_poll中做了一个判断，被poll的是epoll还是非epoll，是epoll的时候则进入另一种逻辑，不过操作和一般fd的情况是一样的，区别只是操作的具体数据结构。这里的逻辑看起来似乎可以放到ep_eventpoll_poll里，但是内核开发者没有这样做。这部分就先不深入分析，因为我们主要是要理解epoll的基础原理。
6 实现支持epoll机制的模块
最后我们实现一个简单的支持epoll机制的模块。该模块实现了一种通知机制，逻辑非常简单，如果值为0则可写，非0则可读，并通过这个条件约束进程的状态。实现进程的简单通信，具体可参考eventfd机制。
struct demo_context { wait_queue_head_t head; unsigned int count;};static ssize_t demo_read(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *to){ struct file *file = iocb->ki_filp; struct demo_context *ctx = file->private_data; spin_lock_irq(&ctx->head.lock); for (;;) { if (ctx->count == 0) { spin_unlock_irq(&ctx->head.lock); // 阻塞 } else { break; } spin_lock_irq(&ctx->head.lock); } unsigned int ucnt = ctx->count; ctx->count = 0; if (waitqueue_active(&ctx->wqh)) wake_up_locked_poll(&ctx->wqh, EPOLLOUT); spin_unlock_irq(&ctx->head.lock); if (unlikely(copy_to_iter(&ucnt, sizeof(ucnt), to) != sizeof(ucnt))) return -EFAULT; return sizeof(ucnt);}static __poll_t demo_poll(struct file *file, poll_table *wait){ struct demo_context *ctx = file->private_data; __poll_t events = 0; unsigned int count; poll_wait(file, &ctx->head, wait); count = READ_ONCE(ctx->count); if (count == 0) events |= EPOLLOUT; else events |= EPOLLIN; return events;}static ssize_t demo_write(struct file *file, const char __user *buf, size_t count, loff_t *ppos){ struct demo_context *ctx = file->private_data; ssize_t res; unsigned int ucnt; if (copy_from_user(&ucnt, buf, sizeof(ucnt))) return -EFAULT; spin_lock_irq(&ctx->head.lock); for (;;) { if (ctx->count != 0) { spin_unlock_irq(&ctx->head.lock); // 阻塞 } else { break; } spin_lock_irq(&ctx->head.lock); } ctx->count = ucnt; if (waitqueue_active(&ctx->wqh)) wake_up_locked_poll(&ctx->wqh, EPOLLIN); spin_unlock_irq(&ctx->head.lock); return res;}static const struct file_operations demo_fops = { .poll = demo_poll, .read_iter = demo_read, .write = demo_write,};static int do_demo(unsigned int count){ struct demo_context *ctx = kmalloc(sizeof(*ctx), GFP_KERNEL); int fd = get_unused_fd_flags(flags); struct file *file = anon_inode_getfile("[demo]", &demo_fops, ctx, flags);; init_waitqueue_head(&ctx->head); ctx->count = count; fd_install(fd, file); return fd;}SYSCALL_DEFINE1(demo, unsigned int, count){ return do_demo(count);} 至此，真的分析完了，epoll的代码一共2522行，但是还涉及了操作系统中的很多代码，是非常复杂的模块，epoll不做具体的处理逻辑，他只是提供一种机制，遵循这种机制的资源（实现poll钩子），都可以被监听。我们看到epoll的代码不仅复杂，而且关系非常绕，在epoll中，有几个概念我们需要了解。
1 进程 2 资源（比如网络、管道、eventfd） 3 epoll 4 epitem（管理一个被监听的项） 我们看看他们的关系。
后记：epoll作为一种机制，作用远远超过了它的代码量，存量和以后新增的模块都可以使用这种机制。比如管道、TCP、新增的eventfd等等。从中我们也看到了epoll本身的一些知识，比如他为什么高效、水平触发和边缘触发、epoll本身如何解决惊群现象。也看到了在简单的API使用下是如此复杂的实现。另外更有意思的是epoll也支持监听另外一个epoll，因为epoll也可以被当作一种资源。最后，本文不是epoll的全部，因为涉及的细节实在太多，感兴趣的同学可以自己研究一下，网上也有很多优秀的文章。
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