select，epoll都是IO多路復用的機制。I/O多路復用就通過一種機制，可以監視多個描述符，一旦某個描述符就緒（一般是讀就緒或者寫就緒），能夠通知程序進行相應的讀寫操作。但select，epoll本質上都是同步I/O，因為他們都需要在讀寫事件就緒後自己負責進行讀寫，也就是說這個讀寫過程是阻塞的，而異步I/O則無需自己負責進行讀寫，異步I/O的實現會負責把數據從內核拷貝到用戶空間。
問題的引出，當需要讀兩個以上的I/O的時候，如果使用阻塞式的I/O，那麼可能長時間的阻塞在一個描述符上面，另外的描述符雖然有數據但是不能讀出來，這樣實時性不能滿足要求，大概的解決方案有以下幾種：
1.使用多進程或者多線程，但是這種方法會造成程序的複雜，而且對與進程與線程的創建維護也需要很多的開銷。（Apache伺服器是用的子進程的方式，優點可以隔離用戶）
2.用一個進程，但是使用非阻塞的I/O讀取數據，當一個I/O不可讀的時候立刻返回，檢查下一個是否可讀，這種形式的循環為輪詢（polling），這種方法比較浪費CPU時間，因為大多數時間是不可讀，但是仍花費時間不斷反覆執行read系統調用。
3.異步I/O（asynchronous I/O），當一個描述符準備好的時候用一個信號告訴進程，但是由於信號個數有限，多個描述符時不適用。
4.一種較好的方式為I/O多路轉接（I/O multiplexing）（貌似也翻譯多路復用），先構造一張有關描述符的列表（epoll中為隊列），然後調用一個函數，直到這些描述符中的一個準備好時才返回，返回時告訴進程哪些I/O就緒。select和epoll這兩個機制都是多路I/O機制的解決方案，select為POSIX標準中的，而epoll為Linux所特有的。
1.select的句柄數目受限，在linux/posix_types.h頭文件有這樣的聲明：#define __FD_SETSIZE 1024 表示select最多同時監聽1024個fd。而epoll沒有，它的限制是最大的打開文件句柄數目。
2.epoll的最大好處是不會隨著FD的數目增長而降低效率，在selec中採用輪詢處理，其中的數據結構類似一個數組的數據結構，而epoll是維護一個隊列，直接看隊列是不是空就可以了。epoll只會對「活躍」的socket進行操作---這是因為在內核實現中epoll是根據每個fd上面的callback函數實現的。那麼，只有「活躍」的socket才會主動的去調用 callback函數（把這個句柄加入隊列），其他idle狀態句柄則不會，在這點上，epoll實現了一個「偽」AIO。但是如果絕大部分的I/O都是「活躍的」，每個I/O埠使用率很高的話，epoll效率不一定比select高（可能是要維護隊列複雜）。
3.使用mmap加速內核與用戶空間的消息傳遞。無論是select，poll還是epoll都需要內核把FD消息通知給用戶空間，如何避免不必要的內存拷貝就很重要，在這點上，epoll是通過內核於用戶空間mmap同一塊內存實現的。
1. int select（int maxfdp1， fd_set *restrict readfds， fd_set *restrict writefds， fd_set *restrict exceptfds， struct timeval *restrict tvptr）;
struct timeval{
long tv_sec;
long tv_usec;
}
有三種情況：tvptr == NULL 永遠等待；tvptr-》tv_sec == 0 && tvptr-》tv_usec == 0 完全不等待；不等於0的時候為等待的時間。select的三個指針都可以為空，這時候select提供了一種比sleep更精確的定時器。注意select的第一個參數maxfdp1並不是描述符的個數，而是最大的描述符加1，一是起限制作用，防止出錯，二來可以給內核輪詢的時候提供一個上屆，提高效率。select返回－1表示出錯，0表示超時，返回正值是所有的已經準備好的描述符個數（同一個描述符如果讀和寫都準備好，對結果影響是+2）。
2.int FD_ISSET（int fd， fd_set *fdset）; fd在描述符集合中非0，否則返回0
3.int FD_CLR（int fd， fd_set *fd_set）; int FD_SET（int fd， fd_set *fdset） ;int FD_ZERO（fd_set *fdset）;
用一段linux 中man裡的話「FD_ZERO（） clears a set.FD_SET（） and FD_CLR（） respectively add and remove a given file descriptor from a set. FD_ISSET（） tests to see if a file descriptor is part of the set; this is useful after select（） returns.」這幾個函數與描述符的0和1沒關係，只是添加刪除檢測描述符是否在set中。
1.int epoll_create（int size）;
創建一個epoll的句柄，size用來告訴內核這個監聽的數目一共有多大。這個參數不同於select（）中的第一個參數，給出最大監聽的fd+1的值。需要注意的是，當創建好epoll句柄後，它就是會佔用一個fd值，在linux下如果查看/proc/進程id/fd/，是能夠看到這個fd的，所以在使用完epoll後，必須調用close（）關閉，否則可能導致fd被耗盡。
2. int epoll_ctl（int epfd， int op， int fd， struct epoll_event *event）;
epoll的事件註冊函數，它不同與select（）是在監聽事件時告訴內核要監聽什麼類型的事件，而是在這裡先註冊要監聽的事件類型。第一個參數是epoll_create（）的返回值，第二個參數表示動作，用三個宏來表示：
EPOLL_CTL_ADD：註冊新的fd到epfd中；
EPOLL_CTL_MOD：修改已經註冊的fd的監聽事件；
EPOLL_CTL_DEL：從epfd中刪除一個fd；
第三個參數是需要監聽的fd，第四個參數是告訴內核需要監聽什麼事，struct epoll_event結構如下：
struct epoll_event {
__uint32_t events; /* Epoll events */
epoll_data_t data; /* User data variable */
};
events可以是以下幾個宏的集合：
EPOLLIN ：表示對應的文件描述符可以讀（包括對端SOCKET正常關閉）；
EPOLLOUT：表示對應的文件描述符可以寫；
EPOLLPRI：表示對應的文件描述符有緊急的數據可讀（這裡應該表示有帶外數據到來）；
EPOLLERR：表示對應的文件描述符發生錯誤；
EPOLLHUP：表示對應的文件描述符被掛斷；
EPOLLET： 將EPOLL設為邊緣觸發（Edge Triggered）模式，這是相對於水平觸發（Level Triggered）來說的。
EPOLLONESHOT：只監聽一次事件，當監聽完這次事件之後，如果還需要繼續監聽這個socket的話，需要再次把這個socket加入到EPOLL隊列裡
關於epoll工作模式ET，LT
LT（level triggered）是預設的工作方式，並且同時支持block和no-block socket.在這種做法中，內核告訴你一個文件描述符是否就緒了，然後你可以對這個就緒的fd進行IO操作。如果你不作任何操作，內核還是會繼續通知你的，所以，這種模式編程出錯誤可能性要小一點。傳統的select/poll都是這種模型的代表．
ET （edge-triggered）是高速工作方式，只支持no-block socket。在這種模式下，當描述符從未就緒變為就緒時，內核通過epoll告訴你。然後它會假設你知道文件描述符已經就緒，並且不會再為那個文件描述符發送更多的就緒通知，直到你做了某些操作導致那個文件描述符不再為就緒狀態了，但是請注意，如果一直不對這個fd作IO操作（從而導致它再次變成未就緒），內核不會發送更多的通知（only once）
3. int epoll_wait（int epfd， struct epoll_event * events， int maxevents， int timeout）
等待事件的產生，類似於select（）調用。參數events用來從內核得到事件的集合，maxevents告之內核這個events有多大，這個maxevents的值不能大於創建epoll_create（）時的size，參數timeout是超時時間（毫秒，0會立即返回，-1永久阻塞）。該函數返回需要處理的事件數目，如返回0表示已超時。
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