最近几天在公司里写网络通讯的代码比较多，自然就会涉及到IO事件监测方法的问题。我惊奇的发现select轮训的方法在那里居然还大行其道。我告诉他们现在无论在Linux系统下，还是windows系统下，select都应该被废弃不用了，其原因是在两个平台上select的系统调用都有一个可以说是致命的坑。
在windows上面单个fd_set中容纳的socket handle个数不能超过FD_SETSIZE(在win32 winsock2.h里其定义为64，以VS2010版本为准)，并且fd_set结构使用一个数组来容纳这些socket handle的，每次FD_SET宏都是向这个数组中放入一个socket handle，并且此过程中是限定了不能超过FD_SETSIZE，具体请自己查看winsock2.h中FD_SET宏的定义。
此处的问题是
若本身fd_set中的socket handle已经达到FD_SETSIZE个，那么后续的FD_SET操作实际上是没有效果的，对应socket handle的IO事件将被遗漏！！！
而在Linux系统下面，该问题其实也是处在fd_set的结构和FD_SET宏上。此时fd_set结构是使用bit位序列来记录每一个待检测IO事件的fd。记录的方式稍微复杂，如下
/usr/include/sys/select.h中
1 typedef long int __fd_mask; 2 #define __NFDBITS (8 * sizeof (__fd_mask)) 3 #define __FDELT(d) ((d) / __NFDBITS) 4 5 #define __FDMASK(d) ((__fd_mask) 1 << ((d) % __NFDBITS)) 6 7 typedef struct 8 { 9 /* XPG4.2 requires this member name. Otherwise avoid the name 10 from the global namespace. */ 11 #ifdef __USE_XOPEN 12 __fd_mask fds_bits[__FD_SETSIZE / __NFDBITS]; 13 # define __FDS_BITS(set) ((set)->fds_bits) 14 #else 15 __fd_mask __fds_bits[__FD_SETSIZE / __NFDBITS]; 16 # define __FDS_BITS(set) ((set)->__fds_bits) 17 #endif 18 } fd_set; 19 20 #define FD_SET(fd, fdsetp) __FD_SET (fd, fdsetp)
/usr/include/bits/select.h中
1 # define __FD_SET(d, set) (__FDS_BITS (set)[__FDELT (d)] |= __FDMASK (d))
可以看出，在上面的过程，实际上每个bit在fd_set的bit序列中的位置对应于fd的值。而fd_set结构中bit位个数是__FD_SETSIZE定义的，__FD_SETSIZE在/usr/include/bits/typesize.h(包含关系如下sys/socket.h -> bits/types.h -> bits/typesizes.h)中被定义为1024。
现在的问题是，当fd>=1024时，FD_SET宏实际上会引起内存写越界。而实际上在man select中对已也有明确的说明，如下
NOTES
An fd_set is a fixed size buffer. Executing FD_CLR() or FD_SET() with a value of fd that is negative or is equal to or
larger than FD_SETSIZE will result in undefined behavior. Moreover, POSIX requires fd to be a valid file descriptor.
这一点包括之前的我，是很多人没有注意到的，并且云风大神有篇博文《一起 select 引起的崩溃》也描述了这个问题。
可以看出在Linux系统select也是不安全的，若想使用，得小心翼翼的确认fd是否达到1024，但这很难做到，不然还是老老实实的用poll或epoll吧。
扯得有点远了，但也引出了本片文章要叙述的主题，就是Linux系统下fd值是怎么分配确定，大家都知道fd是int类型，但其值是怎么增长的，在下面的内容中我对此进行了一点分析，以2.6.30版本的kernel为例，欢迎拍砖。
首先得知道是哪个函数进行fd分配，对此我以pipe为例，它是分配fd的一个典型的syscall，在fs/pipe.c中定义了pipe和pipe2的syscall实现，如下
1 SYSCALL_DEFINE2(pipe2, int __user *, fildes, int, flags) 2 { 3 int fd[2]; 4 int error; 5 6 error = do_pipe_flags(fd, flags); 7 if (!error) { 8 if (copy_to_user(fildes, fd, sizeof(fd))) { 9 sys_close(fd[0]); 10 sys_close(fd[1]); 11 error = -EFAULT; 12 } 13 } 14 return error; 15 } 16 17 SYSCALL_DEFINE1(pipe, int __user *, fildes) 18 { 19 return sys_pipe2(fildes, 0); 20 }
进一步分析do_pipe_flags()实现，发现其使用get_unused_fd_flags(flags)来分配fd的，它是一个宏
#define get_unused_fd_flags(flags) alloc_fd(0, (flags))，位于include/linux/fs.h中
好了咱们找到了主角了，就是alloc_fd()，它就是内核章实际执行fd分配的函数。其位于fs/file.c，实现也很简单，如下
1 int alloc_fd(unsigned start, unsigned flags) 2 { 3 struct files_struct *files = current->files; 4 unsigned int fd; 5 int error; 6 struct fdtable *fdt; 7 8 spin_lock(&files->file_lock); 9 repeat: 10 fdt = files_fdtable(files); 11 fd = start; 12 if (fd < files->next_fd) 13 fd = files->next_fd; 14 15 if (fd < fdt->max_fds) 16 fd = find_next_zero_bit(fdt->open_fds->fds_bits, 17 fdt->max_fds, fd); 18 19 error = expand_files(files, fd); 20 if (error < 0) 21 goto out; 22 23 /* 24 * If we needed to expand the fs array we 25 * might have blocked - try again. 26 */ 27 if (error) 28 goto repeat; 29 30 if (start <= files->next_fd) 31 files->next_fd = fd + 1; 32 33 FD_SET(fd, fdt->open_fds); 34 if (flags & O_CLOEXEC) 35 FD_SET(fd, fdt->close_on_exec); 36 else 37 FD_CLR(fd, fdt->close_on_exec); 38 error = fd; 39 #if 1 40 /* Sanity check */ 41 if (rcu_dereference(fdt->fd[fd]) != NULL) { 42 printk(KERN_WARNING "alloc_fd: slot %d not NULL! ", fd); 43 rcu_assign_pointer(fdt->fd[fd], NULL); 44 } 45 #endif 46 47 out: 48 spin_unlock(&files->file_lock); 49 return error; 50 }
在pipe的系统调用中start值始终为0，而中间比较关键的expand_files()函数是根据所给的fd值，判断是否需要对进程的打开文件表进行扩容，其函数头注释如下
/* * Expand files. * This function will expand the file structures, if the requested size exceeds * the current capacity and there is room for expansion. * Return <0 error code on error; 0 when nothing done; 1 when files were * expanded and execution may have blocked. * The files->file_lock should be held on entry, and will be held on exit. */
此处对其实现就不做深究了，回到alloc_fd()，现在可以看出，其分配fd的原则是
每次优先分配fd值最小的空闲fd，当分配不成功，即返回EMFILE的错误码，这表示当前进程中fd太多。
到此也印证了在公司写的服务端程序(kernel是2.6.18)中，每次打印client链接对应的fd值得变化规律了，假如给一个新连接分配的fd值为8，那么其关闭之后，紧接着的新的链接分配到的fd也是8，再新的链接的fd值是逐渐加1的。
为此，我继续找了一下socket对应fd分配方法，发现最终也是 alloc_fd(0, (flags)，调用序列如下
socket(sys_call) -> sock_map_fd() -> sock_alloc_fd() -> get_unused_fd_flags()
open系统调用也是用get_unused_fd_flags()，这里就不列举了。
现在想回头说说开篇的select的问题。由于Linux系统fd的分配规则，实际上是已经保证每次的fd值尽量的小，一般非IO频繁的系统，的确一个进程中fd值达到1024的概率比较小。因而对此到底是否该弃用select，还不能完全地做绝对的结论。如果设计的系统的确有其他措施保证fd值小于1024，那么用select无可厚非。
但在网络通讯程序这种场合是绝不应该作此假设的，所以还是尽量的不用select吧！！
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注：Linux默认情况下进程内最大的fd个数为1024，所以没有将其改为大于1024的情况下使用select来检测IO事件是不会因fdset读写而导致的内存越界的问题；
但网络服务场合，若有高并发的需求，多会对这项系统配置改为更大的值，此时使用select就有问题。并且现在的Linux系统都有poll()这个调用，所以完全没有使用select()的必要，完全可以用poll()代替select()