惊群现象的含义

• 惊群效应（thundering herd）是指多进程（多线程）在同时阻塞等待同一个事件的时候（休眠状态），如果等待的这个事件发生，那么他就会唤醒等待的所有进程（线程），但是最终却只能有一个进程（线程）获得这个时间的“控制权”，对该事件进行处理，而其他进程（线程）获取“控制权”失败，只能重新进入休眠状态，这种现象和性能浪费就叫做惊群效应。

惊群现象性能风险

• Linux 内核对用户进程（线程）频繁地做无效的调度、上下文切换等使系统性能大打折扣。上下文切换（context switch）过高会导致 CPU，频繁地在寄存器和运行队列之间奔波，更多的时间花在了进程（线程）切换，而不是在真正工作的进程（线程）上面。直接的消耗包括 CPU 寄存器要保存和加载（例如程序计数器）、系统调度器的代码需要执行。间接的消耗在于多核 cache 之间的共享数据。

• 为了确保只有一个进程（线程）得到资源，需要对资源操作进行加锁保护，加大了系统的开销。目前一些常见的服务器软件有的是通过锁机制解决的，比如 Nginx（它的锁机制是默认开启的，可以关闭）；还有些认为惊群对系统性能影响不大，没有去处理，比如 Lighttpd。

线程的状态

如下图所示，惊群现象发生在线程由阻塞状态到就绪状态。线程的状态：创建 + 就绪 + 运行 + 阻塞(等待) + 退出。

1. 创建：一个新的线程被创建，等待该线程被调用执行；

2. 就绪：时间片已用完，此线程被强制暂停，等待下一个属于他的时间片来

3. 运行：此线程正在执行，正在占用CPU时间片；

4. 阻塞：也叫等待状态，等待某一事件(如IO或另一个线程)执行完；

5. 退出：一个线程完成任务或者其他终止条件发生，该线程终止进入退出状态，退出状态释放该线程所分配的资源。

TCP连接过程

如下图所示，

accpet()函数的作用是读取已完成连接队列中的第一项(读完就从队列中移除)，并对此项生成一个用于后续连接的套接字描述符，假设使用connfd来表示。有了新的连接套接字，工作进程/线程(称其为工作者)就可以通过这个连接套接字和客户端进行数据传输，而前文所说的监听套接字(sockfd)则仍然被监听者监听。

例如，prefork模式的httpd，每个子进程既是监听者，又是工作者，每个客户端发起连接请求时，子进程在监听时将它接收进来，并释放对监听套接字的监听，使得其他子进程可以去监听这个套接字。多个来回后，终于是通过accpet()函数生成了新的连接套接字，于是这个子进程就可以通过这个套接字专心地和客户端建立交互，当然，中途可能会因为各种io等待而多次被阻塞或睡眠。这种效率真的很低，仅仅考虑从子进程收到SYN消息开始到最后生成新的连接套接字这几个阶段，这个子进程一次又一次地被阻塞。当然，可以将监听套接字设置为非阻塞IO模式，只是即使是非阻塞模式，它也要不断地去检查状态。

再考虑worker/event处理模式，每个子进程中都使用了一个专门的监听线程和N个工作线程。监听线程专门负责监听并建立新的连接套接字描述符，放入apache的套接字队列中。这样监听者和工作者就分开了，在监听的过程中，工作者可以仍然可以自由地工作。如果只从监听这一个角度来说，worker/event模式比prefork模式性能高的不是一点半点。

当监听者发起accept()系统调用的时候，如果已完成连接队列中没有任何数据，那么监听者会被阻塞。当然，可将套接字设置为非阻塞模式，这时accept()在得不到数据时会返回EWOULDBLOCK或EAGAIN的错误。可以使用select()或poll()或epoll来等待已完成连接队列的可读事件。还可以将套接字设置为信号驱动IO模式，让已完成连接队列中新加入的数据通知监听者将数据复制到app buffer中并使用accept()进行处理。

TCP连接与多线程

如下图所示

目前常见的网络编程模型就是多进程或多线程，根据accpet的位置，分为如下场景：

　　（1）单进程或线程创建socket，并进行listen和accept，接收到连接后创建进程和线程处理连接

　　（2）单进程或线程创建socket，并进行listen，预先创建好多个工作进程或线程accept()在同一个服务器套接字

这两种情况都会触发惊群现象

Linux 解决方案之SO_REUSEPORT

 Linux kernel 3.9带来了SO_REUSEPORT特性，SO_REUSEPORT支持多个进程或者线程绑定到同一端口，提高服务器程序的性能，解决的问题：

• 允许多个套接字 bind()/listen() 同一个TCP/UDP端口

• 每一个线程拥有自己的服务器套接字

• 在服务器套接字上没有了锁的竞争

• 内核层面实现负载均衡

• 安全层面，监听同一个端口的套接字只能位于同一个用户下面

其核心的实现主要有三点：

• 扩展 socket option，增加 SO_REUSEPORT 选项，用来设置 reuseport。

• 修改 bind 系统调用实现，以便支持可以绑定到相同的 IP 和端口

• 修改处理新建连接的实现，查找 listener 的时候，能够支持在监听相同 IP 和端口的多个 sock 之间均衡选择。

Linux 解决方案之 Accept

Linux 2.6 版本之前，监听同一个 socket 的进程会挂在同一个等待队列上，当请求到来时，会唤醒所有等待的进程。

Linux 2.6 版本之后，通过引入一个标记位 WQ_FLAG_EXCLUSIVE，解决掉了 accept 惊群效应。

Linux 解决方案之 Epoll

如下图所示，先介绍下Epoll执行过程：

1. 通过调用 epoll_create() 函数创建并初始化一个 eventpoll 对象。

2. 通过调用 epoll_ctl() 函数把被监听的文件句柄 (如socket句柄) 封装成 epitem 对象并且添加到 eventpoll 对象的红黑树中进行管理。

3. 通过调用 epoll_wait() 函数等待被监听的文件状态发生改变。

4. 当被监听的文件状态发生改变时（如socket接收到数据），会把文件句柄对应 epitem 对象添加到 eventpoll 对象的就绪队列 rdllist 中。并且把就绪队列的文件列表复制到 epoll_wait() 函数的 events 参数中。

5. 唤醒调用 epoll_wait() 函数被阻塞（睡眠）的进程。

在使用 select、poll、epoll、kqueue 等 IO 复用时，多进程（线程）处理链接更加复杂。
在讨论 epoll 的惊群效应时候，需要分为两种情况：

• epoll_create 在 fork 之前创建

• epoll_create 在 fork 之后创建

epoll_create 在 fork 之前创建

与 accept 惊群的原因类似，当有事件发生时，等待同一个文件描述符的所有进程（线程）都将被唤醒，而且解决思路和 accept 一致。

为什么需要全部唤醒？因为内核不知道，你是否在等待文件描述符来调用 accept() 函数，还是做其他事情（信号处理，定时事件）。

此种情况惊群效应已经被解决。

epoll_create 在 fork 之后创建

epoll_create 在 fork 之前创建的话，所有进程共享一个 epoll 红黑数。
如果我们只需要处理 accept 事件的话，貌似世界一片美好了。但是 epoll 并不是只处理 accept 事件，accept 后续的读写事件都需要处理，还有定时或者信号事件。

当连接到来时，我们需要选择一个进程来 accept，这个时候，任何一个 accept 都是可以的。当连接建立以后，后续的读写事件，却与进程有了关联。一个请求与 a 进程建立连接后，后续的读写也应该由 a 进程来做。

当读写事件发生时，应该通知哪个进程呢？Epoll 并不知道，因此，事件有可能错误通知另一个进程，这是不对的。所以一般在每个进程（线程）里面会再次创建一个 epoll 事件循环机制，每个进程的读写事件只注册在自己进程的 epoll 种。

我们知道 epoll 对惊群效应的修复，是建立在共享在同一个 epoll 结构上的。epoll_create 在 fork 之后执行，每个进程有单独的 epoll 红黑树，等待队列，ready 事件列表。因此，惊群效应再次出现了。有时候唤醒所有进程，有时候唤醒部分进程，可能是因为事件已经被某些进程处理掉了，因此不用在通知另外还未通知到的进程了。

Nginx 解决方案之锁的设计

首先我们要知道在用户空间进程间锁实现的原理，起始原理很简单，就是能弄一个让所有进程共享的东西，比如 mmap 的内存，比如文件，然后通过这个东西来控制进程的互斥。

Nginx 中使用的锁是自己来实现的，这里锁的实现分为两种情况，一种是支持原子操作的情况，也就是由 NGX_HAVE_ATOMIC_OPS 这个宏来进行控制的，一种是不支持原子操作，这是是使用文件锁来实现。

当一个连接来的时候，此时每个进程的 epoll 事件列表里面都是有该 fd 的。抢到该连接的进程先释放锁，在 accept。没有抢到的进程把该 fd 从事件列表里面移除，不必再调用 accept，造成资源浪费。

同时由于锁的控制(以及获得锁的定时器)，每个进程都能相对公平的 accept 句柄，也就是比较好的解决了子进程负载均衡。

Libevent事件处理流程

基本使用场景和事件流程： 
当应用程序向libevent 注册一个事件后，libevent 内部是怎么样进行处理的呢？下面的图就给出了这一基本流程。

1、首先应用程序准备并初始化event，设置好事件类型和回调函数；这对应于event_set()、event_assign()和event_base_set()两个函数；2、向libevent 添加该事件event。对于定时事件，libevent使用一个小根堆管理，key为超时时间；对于Signal和I/O事件，libevent将其放入到等待链表（wait list）中，这是一个双向链表结构；3、程序调用event_base_dispatch()系列函数进入无限循环，等待事件发生，以epoll函数为例；每次循环前libevent会检查定时事件的最小超时时间tv，根据tv设置epoll的最大等待时间，以便于后面及时处理超时事件；当epoll_wait()返回后，首先检查超时事件，然后检查I/O事件；Libevent将所有的就绪事件，放入到激活链表中；然后对激活链表中的事件，调用事件的回调函数执行事件处理。

Libevent惊群之memcached

如下图所示，memcached使用Libevent避免了多线程获取accept建立的连接fd,此种情况自然没有惊群现象，其中的多线程模型就是典型的消息通知+同步层机制。

Libevent惊群之Envoy

众所周知，云原生边车代理Envoy使用Libevent来进行异步非阻塞的连接，那么Envoy有没有惊群现象？

libevent函数

• evconnlistener_new 把一个 已经bind port 的listening fd和callback注册到eventloop，当accept到新连接的时候会触发callback。Envoy里面采用这个函数把同一个listening fd注册到所有的Worker的eventloop中，当新连接来的时候，由内核选择应该分发给哪个Worker，利用了libevent对连接的读写事件进行监听，同时采用了epoll边缘触发的机制。

• event_assign 把一个fd和一个callback注册到eventloop，当read write closed事件触发的时候触发callback

• event_active 立即触发一个eventloop中的event，执行callback

Envoy线程模型

Envoy 使用三种不同类型的线程，如上图所示。

• Main：此线程负责服务器启动和关闭，所有 xDS API 处理（包括 DNS，运行状况检查 和常规 集群管理），运行时，统计刷新，管理和一般进程管理（信号，热启动 等）。在此线程上发生的所有事情都是异步的并且是 “非阻塞的”。通常，主线程协调所有不需要大量 CPU 来完成的关键过程功能。这允许将大多数管理代码编写为单线程编写。

• Worker：默认情况下，Envoy 为系统中的每个硬件线程生成一个工作线程。（这可以通过 –concurrency 选项 控制）。每个工作线程运行一个 “非阻塞” 事件循环，负责监听每个监听器（当前没有监听器分片），接受新连接，为连接实例化过滤器堆栈，以及处理所有 IO 的生命周期。连接。同样，这允许将大多数连接处理代码写成好像是单线程的。

• 文件刷新器：Envoy 写入的每个文件（主要是访问日志）当前都有一个独立的阻塞刷新线程。这是因为即使使用 O_NONBLOCK 写入文件系统缓存文件有时也会阻塞（哎）。当工作线程需要写入文件时，数据实际上被移入内存缓冲区，最终通过文件刷新线程刷新。这是代码的一个区域，技术上所有 worker 都可以阻止同一个锁尝试填充内存缓冲区。

如下图所示, Envoy 进程启动时会开启监听端口（listener），一旦监听器接受了客户端的连接，此连接的生命周期就会绑定到 Envoy 内的一个工作线程上。由此可知，Envoy 被设计成多个单线程并行，100% 无阻塞的模式， 默认情况下，Envoy 工作线程之间相互独立且并无联系，这意味着所有工作线程都独立尝试在监听器上接受连接，并依靠内核在线程之间做负载均衡。

所以Envoy也是没有惊群现象的。

每个工作线程会为每个监听器维护各自的监听器实例。每个监听器可能通过SO_REUSEPORT 绑定到相同的端口，或共享绑定到该端口的socket。当接收到一个新的TCP连接，内核会决定哪个工作线程来接收该连接，然后由该工作线程对应的监听器调用Server::ConnectionHandlerImpl::ActiveTcpListener::onAccept()