有问题就有答案
Q1：epoll并发量最大能达到多少
根据主题的含义，根据内存计算最大并发连接数。首先，找出单个连接消耗内存的地方。第一个是套接字缓冲区。读和写分别有一个。默认大小复制如下：/proc/sys/net/IP v4/TCP _ rmem(for read)/proc/sys/net/IP v4/TCP _ wmem(for write)。默认大小为87K和16K，最小为4K和4K，最大为2m和2m。在实际使用中，默认值应保持至少8K。8K。然后是逻辑IO缓冲区，也就是说，比如你听recv事件，你需要有内存可用(一般在套接字建立时分配，断开时释放)。这个内存是你写socket程序的时候自己控制的，最低是4K，4K，实际用的是8k。至少，现在设置一个优化方案和使用场景。首先假设4G内存全部空闲(系统和其他进程也需要内存……。如果网络数据包的大小可以控制在4K以下，则假设所有连接的网络都不会拥塞，或者拥塞总量低于4K。一个连接的内存消耗为444=164G/16K=262000，如果网络包的大小可以控制在8K以下，假设所有连接的网络都不会拥塞，或者拥塞总量在8K以下，那么一个套接字的内存占用在24k到32k之间，4g/32K=131000并发按照32K保守计算。这种在生产环境中作为纯网络级别的内存消耗可以作为参考。如果使用默认配置，如果所有连接的网络都严重拥塞，不考虑逻辑发送队列的占用情况，默认配置为2M 2M 8 8 ~=4M4G/4M=1024并发(……如果考虑到发送队列也拥塞，那就自己拿主意。如果只是针对并发进行了优化，没有常驻的逻辑缓冲区，套接字的网络吞吐量小，负载平滑，则将套接字缓冲区大小设置为系统中最低。那么就是4g/8k=52.4万并发，应该是极限值。
Q2：socket write方法 是一个异步的还是同步的
同步通信原理同步通信是一种连续串行传输数据的通信方式，一次通信只传输一帧信息。
Q3：WriteFile怎么实现异步写入
使用fs.writeFile方法的说明：以异步方式将数据写入文件。如果文件已经存在，原始内容将被替换。语法：复制代码如下：fs.writefile (filename，data，[options]，[callback (err)])由于此方法属于fs模块，所以在使用前需要引入fs模块(var fs=)。
Q4：用半同步/半异步模式,加多线程(线程池)和epoll调用,实现一个简单的时间服务器？
用半同步半岛不准是加多线程，是来完成这件事情应该是有一定难度的。
Q5：epoll为什么这么快，epoll的实现原理
用生活中的例子来解释。
假设你在大学读书，要等朋友来拜访，但这个朋友只知道你在A栋，却不知道你住在哪里，于是约好了在A栋门口见面.
如果你用阻塞IO模型来处理这个问题，那么你只能在A栋门口等，等你的朋友来。在这段时间里，你不能做其他任何事情。不难知道这种方法效率低下。
进一步解释select和epoll模型之间的区别。
阿姨选择做以下事情：比如同学A的一个朋友来了，阿姨选的就比较傻。她带她的朋友去打听谁是同学A，你的朋友在这里。所以在实际代码中，阿姨select做了以下事情：
int n=select(read set；空，空，100)；for(int I=0；n 0；i) { if (FD_ISSET(fdarray[i]，readset)){ do _某物(FD array[I])；-n；} } epoll阿姨更高级。她记下了同学A的信息，比如他的房间号。同学A的朋友到了，只需要告诉朋友同学A在哪个房间，而不是自己带人去楼里找人。所以Epoll阿姨做的事情可以用下面的代码来表示：
n=epoll_wait(epfd，events，20，500)；for(I=0；我
ll自己的内核高速cache区，用于安置每一个我们想监控的socket，这些socket会以红黑树的形式保存在内核cache里，以支持快速的查找、插入、删除。这个内核高速cache区，就是建立连续的物理内存页，然后在之上建立slab层，简单的说，就是物理上分配好你想要的size的内存对象，每次使用时都是使用空闲的已分配好的对象。static int __init eventpoll_init(void) { ... ... /* Allocates slab cache used to allocate "struct epitem" items */epi_cache = kmem_cache_create("eventpoll_epi", sizeof(struct epitem), 0, SLAB_HWCACHE_ALIGN|EPI_SLAB_DEBUG|SLAB_PANIC, NULL, NULL); /* Allocates slab cache used to allocate "struct eppoll_entry" */pwq_cache = kmem_cache_create("eventpoll_pwq", sizeof(struct eppoll_entry), 0, EPI_SLAB_DEBUG|SLAB_PANIC, NULL, NULL); ... ... epoll的高效就在于，当我们调用epoll_ctl往里塞入百万个句柄时，epoll_wait仍然可以飞快的返回，并有效的将发生事件的句柄给我们用户。这是由于我们在调用epoll_create时，内核除了帮我们在epoll文件系统里建了个file结点，在内核cache里建了个红黑树用于存储以后epoll_ctl传来的socket外，还会再建立一个list链表，用于存储准备就绪的事件，当epoll_wait调用时，仅仅观察这个list链表里有没有数据即可。有数据就返回，没有数据就sleep，等到timeout时间到后即使链表没数据也返回。所以，epoll_wait非常高效。
那么，这个准备就绪list链表是怎么维护的呢？当我们执行epoll_ctl时，除了把socket放到epoll文件系统里file对象对应的红黑树上之外，还会给内核中断处理程序注册一个回调函数，告诉内核，如果这个句柄的中断到了，就把它放到准备就绪list链表里。所以，当一个socket上有数据到了，内核在把网卡上的数据到内核中后就来把socket插入到准备就绪链表里了。
如此，一颗红黑树，一张准备就绪句柄链表，少量的内核cache，就帮我们解决了大并发下的socket处理问题。执行epoll_create时，创建了红黑树和就绪链表，执行epoll_ctl时，如果增加socket句柄，则检查在红黑树中是否存在，存在立即返回，不存在则添加到树干上，然后向内核注册回调函数，用于当中断事件来临时向准备就绪链表中插入数据。执行epoll_wait时立刻返回准备就绪链表里的数据即可。
最后看看epoll独有的两种模式LT和ET。无论是LT和ET模式，都适用于以上所说的流程。区别是，LT模式下，只要一个句柄上的事件一次没有处理完，会在以后调用epoll_wait时次次返回这个句柄，而ET模式仅在第一次返回。
这件事怎么做到的呢？当一个socket句柄上有事件时，内核会把该句柄插入上面所说的准备就绪list链表，这时我们调用epoll_wait，会把准备就绪的socket拷贝到用户态内存，然后清空准备就绪list链表，最后，epoll_wait干了件事，就是检查这些socket，如果不是ET模式（就是LT模式的句柄了），并且这些socket上确实有未处理的事件时，又把该句柄放回到刚刚清空的准备就绪链表了。所以，非ET的句柄，只要它上面还有事件，epoll_wait每次都会返回。而ET模式的句柄，除非有新中断到，即使socket上的事件没有处理完，也是不会次次从epoll_wait返回的。三、扩展阅读（epoll与之前其他相关技术的比较）： 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。 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。
Q6：select的效率一定比epoll低吗
第一，问题导致问题导致差异。当读取两个以上的I/O时，如果使用阻塞I/O，可能会在一个描述符上长时间阻塞，另一个描述符虽然有数据但无法读取，实时性达不到要求。近似解如下：1 .使用多进程或多线程，但这种方法会导致程序的复杂性，并且还会创建和维护进程和线程。(Apache服务器是子进程模式，具有隔离用户的优势。) 2.使用进程，但使用非阻塞I/O读取数据，当一个I/O不可读时立即返回，并检查下一个I/O是否可读。这种形式的循环是轮询，这浪费了CPU时间，因为大部分时间都是不可读的，但重复执行读取系统调用仍然需要时间。3.异步I/O，当一个描述符准备好了，就用一个信号告诉进程，但是由于信号数量有限，在有多个描述符的情况下就不适用了。4.更好的方法是I/O复用(看起来也是翻译复用)。首先，构建一个描述符列表(epoll中的队列)，然后调用一个函数，直到其中一个描述符准备好，该函数才会返回。当它返回时，它告诉进程哪个输入/输出准备好了。Select和epoll是多通道I/O机制的解决方案，select在POSIX标准中，epoll是Linux独有的。主要有三个区别(epoll相对于select的优势):1 .select的句柄数量有限，在linux/posix_types.h头文件中有这样一条语句：#define __fd_SETSIZE 1024意味着select最多可以同时监听1024个fds。Epoll没有，但它的限制是打开文件句柄的最大数量。2.epoll最大的优点是不会随着FD的增加而降低效率。selec采用轮询，数据结构类似数组，而EPOLL维护一个队列，直接看队列是否为空就可以了。Epoll将只在“活动”套接字上运行——这是因为在内核实现中，epoll是根据每个fd上的回调函数实现的。然后，只有“活动”套接字会主动调用回调函数(将此句柄添加到队列中)，但其他空闲状态句柄不会。此时，epoll实现了一个“伪”AIO。但是，如果大部分I/O都是“活动”的，并且每个I/O端口的利用率都很高，那么epoll的效率不一定比select高(维护队列可能比较复杂)。3.利用mmap加速内核和用户空间之间的消息传输。无论是select、poll还是epoll，内核都需要将FD消息告知用户空间，因此如何避免不必要的内存复制非常重要。在这方面，epoll是由内核在用户空间mmap的相同内存中实现的。第二，界面1)选择1。int select (int maxfdp1，FD _ set *受限读fds，FD _ set *受限写，FD _ set *受限除fds，struct time val *受限TV ptr)；struct timeval { long tv _ seclong tv _ usec}有三种情况：tvptr==NULL总是等待；电视ptr-TV _ sec==0电视ptr-TV _ usec==0根本不要等待；当它不等于0时，就是等待时间。select的三个指针都可以为空，因此select提供了比sleep更精确的计时器。请注意，select的第一个参数maxfdp1不是描述符的数量，而是最大描述符加1。首先，它起到了防止错误的限制作用；其次，它可以为内核轮询提供前一个会话，以提高效率。选择返回-1表示错误，0表示超时，正值是所有准备好的描述符的数量(如果相同的描述符准备好进行读写，对结果的影响是2)。
2.int FD _ ISSET(int FD，FD _ set * FD set)；描述符集中的fd不是0，否则返回03.int FD _ CLR(int FD，FD _ set * FD _ set)；int FD_SET(int fd，FD _ SET * FD SET)；int FD _ ZERO(FD _ set * FD set)；使用单词“FD _ zero()清除集合。FD _ set()和FD _ clr()分别从集合中添加和移除给定的文件描述符。测试文件描述符是否是集合的一部分；这在select()返回后很有用。这些函数与描述符的0和1无关，只是添加和删除来检查描述符是否在集合中。2)epoll1.int epoll _ create(int size)；创建一个epoll句柄，大小用来告诉内核有多少监听器。该参数不同于select()中的第一个参数，它给出了最大监听值fd 1。应该注意的是，创建epoll句柄后，它将占用一个fd值。如果你看看linux下的/proc/process id/fd/就可以看到这个fd。因此，使用epoll后，必须调用close()来关闭它，否则可能会导致fd耗尽。2.int epoll_ctl(int epfd，int op，int fd，struct epoll_event *event);epoll的事件注册函数，它不同与select()是在监听事件时告诉内核要监听什么类型的事件，而是在这里先注册要监听的事件类型。第一个参数是epoll_create()的返回值，第二个参数表示动作，用三个宏来表示：EPOLL_CTL_ADD：注册新的fd到epfd中；EPOLL_CTL_MOD：修改已经注册的fd的监听事件；EPOLL_CTL_DEL：从epfd中删除一个fd；第三个参数是需要监听的fd，第四个参数是告诉内核需要监听什么事，struct epoll_event结构如下：struct epoll_event { __uint32_t events; /* Epoll events */ epoll_data_t data; /* User data variable */};events可以是以下几个宏的集合：EPOLLIN ：表示对应的文件描述符可以读（包括对端SOCKET正常关闭）；EPOLLOUT：表示对应的文件描述符可以写；EPOLLPRI：表示对应的文件描述符有紧急的数据可读（这里应该表示有带外数据到来）；EPOLLERR：表示对应的文件描述符发生错误；EPOLLHUP：表示对应的文件描述符被挂断；EPOLLET： 将EPOLL设为边缘触发(Edge Triggered)模式，这是相对于水平触发(Level Triggered)来说的。EPOLLONESHOT：只监听一次事件，当监听完这次事件之后，如果还需要继续监听这个socket的话，需要再次把这个socket加入到EPOLL队列里关于epoll工作模式ET，LTLT(level triggered)是缺省的工作方式，并且同时支持block和no-block socket.在这种做法中，内核告诉你一个文件描述符是否就绪了，然后你可以对这个就绪的fd进行IO操作。如果你不作任何操作，内核还是会继续通知你的，所以，这种模式编程出错误可能性要小一点。传统的select/poll都是这种模型的代表．ET (edge-triggered)是高速工作方式，只支持no-block socket。在这种模式下，当描述符从未就绪变为就绪时，内核通过epoll告诉你。然后它会假设你知道文件描述符已经就绪，并且不会再为那个文件描述符发送更多的就绪通知，直到你做了某些操作导致那个文件描述符不再为就绪状态了，但是请注意，如果一直不对这个fd作IO操作(从而导致它再次变成未就绪)，内核不会发送更多的通知(only once)3. int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout)等待事件的产生，类似于select()调用。参数events用来从内核得到事件的集合，maxevents告之内核这个events有多大，这个maxevents的值不能大于创建epoll_create()时的size，参数timeout是超时时间（毫秒，0会立即返回，-1永久阻塞）。该函数返回需要处理的事件数目，如返回0表示已超时。