前言
本文是在开始学习nodejs事件循环时，联合官网文档和其余材料来解答本人了解不够清晰的问题
1.poll阶段不阻塞（阻塞工夫timeout为0）、有限阻塞（阻塞工夫timout为-1），到底会不会执行poll回调队列的回调函数
1.1 I/O是什么，文件描述符又是什么？
I/O，就是输出（input）和输入（output）的简写。Linux零碎中，把所有都看做是文件。文件（惯例文件、socket、FIFO、管道、终端……）就是一串二进制流，当信息替换中，咱们对这些流进行数据的收发操作，就是I/O操作。当过程关上现有的文件或者创立新文件时，内核向过程返回一个文件操作符。文件操作符是一个索引，它就是一个整数，指向零碎级文件形容表，它蕴含了文件操作、文件类型、拜访权限等等信息。所有执行I/O操作的零碎调用都会通过文件描述符。
1.2 epoll是什么
epoll是Linux内核的可扩大I/O事件告诉机制。在浏览器环境，当想监听鼠标事件时，咱们会element.addEventListener('click', cbFn)，这就是浏览器的事件告诉机制。而相似地，libuv调用epoll相干的api来实现I/O事件告诉。Observer（观察者）注册到被观察者（Subject），当被观察者（Subject）产生某种变动，会告诉已注册的Observer（观察者）执行回调。
1.3 epoll工作流程
epoll有三个步骤：
- epoll_create，在epoll文件系统建设了个file节点，并开拓epoll本人的内核高速cache区，建设红黑树，调配好想要的size的内存对象，建设一个list链表，用于存储准备就绪的事件。
- epoll_ctl，把要监听的文件放到对应的红黑树上，给内核中断处理程序注册一个回调函数，告诉内核，如果这个句柄的数据到了，就把它放到就绪列表。
- epoll_wait，察看就绪列表外面有没有数据，并进行提取和清空就绪列表。
1.4 libuv对poll阶段的实现
void uv__io_poll(uv_loop_t* loop, int timeout) { // ... // 如果没有任何观察者，间接返回 if (loop->nfds == 0) { assert(QUEUE_EMPTY(&loop->watcher_queue)); return; } memset(&e, 0, sizeof(e)); // 向epoll零碎注册所有I/O观察者 while (!QUEUE_EMPTY(&loop->watcher_queue)) { // 获取队列头部，并将队列从loop->watcher_queue移除 q = QUEUE_HEAD(&loop->watcher_queue); QUEUE_REMOVE(q); QUEUE_INIT(q); // 获取I/O观察者构造 w = QUEUE_DATA(q, uv__io_t, watcher_queue); assert(w->pevents != 0); assert(w->fd >= 0); assert(w->fd < (int) loop->nwatchers); e.events = w->pevents; e.data.fd = w->fd; if (w->events == 0) op = EPOLL_CTL_ADD; else op = EPOLL_CTL_MOD; // epoll_ctl操作，向epoll注册文件描述符及须要监控的I/O事件 if (epoll_ctl(loop->backend_fd, op, w->fd, &e)) { if (errno != EEXIST) abort(); assert(op == EPOLL_CTL_ADD); // loop->backend_fd通过epoll_create创立 if (epoll_ctl(loop->backend_fd, EPOLL_CTL_MOD, w->fd, &e)) abort(); } w->events = w->pevents; } // ... // 记录以后工夫，以便计算达到工夫之后跳出上面的循环 base = loop->time; // count缩小到0，上面的循环跳出 count = 48; /* Benchmarks suggest this gives the best throughput. */ real_timeout = timeout; /* 进入epoll_pwait轮询I/O事件 以下循环次要由timeout和count管制是否跳出，合乎整个事件循环 */ for (;;) { // ... // nfds示意产生I/O事件的文件描述符的数量，0为没有事件产生，可能因为超时工夫到了，或者timeout=0 // events保留了从内核失去的事件汇合 nfds = epoll_pwait(loop->backend_fd, events, ARRAY_SIZE(events), timeout, psigset); // ... // 没有I/O事件 if (nfds == 0) { // ... // 如果timeout为-1则持续循环 if (timeout == -1) continue; // 如果timeout为0函数间接返回 if (timeout == 0) return; // 更新下次epoll_pwait的timeout工夫 goto update_timeout; } // epoll_pwait返回谬误 if (nfds == -1) { if (errno != EINTR) abort(); // 如果timeout为-1则持续循环 if (timeout == -1) continue; // 如果timeout为0函数间接返回 if (timeout == 0) return; // 更新下次epoll_pwait的timeout工夫 goto update_timeout; } // ... // 获取I/O观察者，调用关联的回调函数 for (i = 0; i < nfds; i++) { pe = events + i; fd = pe->data.fd; // ... // 如果存在无效事件 if (pe->events != 0) { if (w == &loop->signal_IOWatcher) have_signals = 1; else // 执行回调 w->cb(loop, w, pe->events); nevents++; } } // ... if (nevents != 0) { // 如果所有文件描述符上都有事件产生，且count不为0，再循环一次 if (nfds == ARRAY_SIZE(events) && --count != 0) { /* Poll for more events but don't block this time. */ timeout = 0; continue; } return; } // 如果timeout为0函数间接返回 if (timeout == 0) return; // 如果timeout为-1则持续循环 if (timeout == -1) continue;// 从新计算timeoutupdate_timeout: assert(timeout > 0); real_timeout -= (loop->time - base); if (real_timeout <= 0) return; // 残余timeout timeout = real_timeout; }}- epoll注册I/O观察者
- 调用epoll_ctl，注册文件描述符以及须要监控的I/O事件
- 进入循环，调用epoll_pwait轮询I/O事件
3.1 如果没有I/O事件，timeout为0，则间接退出轮询，timeout为-1，则持续轮询
3.2 如果epoll_pwait返回谬误，timeout为0，则间接退出轮询，timeout为-1，则持续轮询
3.3 有I/O事件，则调用关联的回调函数
3.4 如果timeout为0，则间接退出轮询
3.5 如果timeout为-1，则持续轮询
所以，当阻塞工夫timeout为0，有I/O事件则执行回调，而后进入下个阶段，如果没有I/O事件，则间接进入下个阶段；当阻塞工夫timeout为-1，则始终轮询I/O事件，有回调就执行。
2.pending callbacks在什么时候注册回调队列的
static int uv__run_pending(uv_loop_t* loop) { QUEUE* q; QUEUE pq; uv__io_t* w; if (QUEUE_EMPTY(&loop->pending_queue)) return 0; QUEUE_MOVE(&loop->pending_queue, &pq); while (!QUEUE_EMPTY(&pq)) { q = QUEUE_HEAD(&pq); QUEUE_REMOVE(q); QUEUE_INIT(q); w = QUEUE_DATA(q, uv__io_t, pending_queue); w->cb(loop, w, POLLOUT); } return 1;}该函数遍历loop->pending_queue队列节点，获得I/O观察者后调用cb。经搜寻，只有uv__io_feed中存在向loop->pending_queue队列插入节点的代码，如下
void uv__io_feed(uv_loop_t* loop, uv__io_t* w) { if (QUEUE_EMPTY(&w->pending_queue)) QUEUE_INSERT_TAIL(&loop->pending_queue, &w->pending_queue);}持续搜寻uv__io_feed，调用的中央如下
// src/unix/pipe.cvoid uv_pipe_connect(uv_connect_t* req, uv_pipe_t* handle, const char* name, uv_connect_cb cb) { // ... if (err) uv__io_feed(handle->loop, &handle->io_watcher);}// src/unix/stream.cstatic void uv__write_req_finish(uv_write_t* req) { // ... uv__io_feed(stream->loop, &stream->io_watcher);}// src/unix/tpc.cint uv__tcp_connect(uv_connect_t* req, uv_tcp_t* handle, const struct sockaddr* addr, unsigned int addrlen, uv_connect_cb cb) { // ... if (handle->delayed_error) uv__io_feed(handle->loop, &handle->io_watcher); // ...}还有三处在src/unix/udp.c处调用
所以，pending callbacks阶段，别离在以下场景注册回调：
- pipe连贯出错时
- stream流写申请实现时
- tcp连贯有提早谬误时
- udp的几个场景
3.timer阈值达到之后尽快执行，可能会提早它们的操作系统调度或其它正在运行的回调具体是指什么？
cpp源码解读能够看这里：传送门
TL;DR;流程如下：
- setTimeout/setInterval是通过内置类Timeout实现的，它的工夫阈值为1 ~ 231-1 ms，且为整数。所以
setTimeout(callback, 0)会转换为setTimeout(callback, 1) - 进入tick之后，会获取这一tick开始的工夫，通过
uv__hrtime函数调用零碎工夫，过程中可能会受到其余利用的影响 - libuv所有计时器都是以执行工夫节点形成的二叉最小堆构造来存储。二叉最小堆，特点是父节点始终比子节点小，所以根节点是最小的
- 计时器回调的执行工夫节点=注册回调时的tick开始工夫time+计时器阈值timeout
- 当
二叉最小堆的根节点计时器回调的执行工夫节点 <= 以后工夫循环tick的开始工夫，示意至多有一个过期的定时器，循环迭代二叉最小堆的根节点，并调用该计时器所应的回调函数。 - 当
二叉最小堆的根节点计时器回调的执行工夫节点 > 以后工夫循环tick的开始工夫，示意还没有到执行机会，依据二叉最小堆的特点，根节点的工夫都不能满足执行机会的话，那么前面的节点也没有过期。此时，退出timer阶段的回调函数执行，进入下一个阶段 - 执行pending callbacks、idel、prepare的回调函数
- 计算poll阻塞以后tick的工夫p，如果pending callbacks、idel、close callbacks回调队列非空，则为0，尽快进入下个tick执行对应的回调；如果有超时的计时器，则为0，尽快进入下个tick执行超时计时器的回调；如果有未超时的计时器，则
阻塞工夫 = 二叉最小堆的根节点计时器回调的执行工夫节点 - 以后工夫循环tick的开始工夫；如果没有计时器，则为-1，有限阻塞 - 执行check、close callbacks的回调函数
综上，操作系统调度或其它正在运行的回调，是指：
- 零碎工夫调用，过程中可能会受到其余利用的影响
- poll阻塞的时候线程会挂起，CPU会调度去做其余事，CPU接回来解决的工夫不可管制
- 各阶段回调执行工夫不可管制
所以，才会呈现超过阈值尽快执行的成果，而不是到了工夫点马上执行。
Reference
epoll的作用和原理介绍
从 libuv 看 nodejs 事件循环
libuv 源码剖析（五）IO 观察者（io_watcher）
文件描述符（File Descriptor）简介
I/O的内核原理与5种I/O模型