在建立socket的時候，socket函式需要指定是ipv4還是ipv6，分別對應af_inet和af_inet6，這是網路層的。其次，還需指定是tcp還是udp，這是傳輸層的。tcp是基於資料流的，所以設定為sock_stream，udp是基於資料報的，所以設定為sock_dgram。
基於tcp協議的socket程式函式呼叫過程：
服務端要先監聽乙個埠，一般是先呼叫bind函式，給這個socket賦予乙個ip位址和埠。當伺服器有了ip和埠，就可以呼叫listen函式進行監聽。此時伺服器進入監聽狀態，客戶端可以發起連線。
在linux核心中，為每個socket維護兩個佇列。乙個是已經建立了連線的佇列，這時候連線三次握手已經完畢，處於established狀態；乙個是還沒有完全建立連線的佇列，這個時候三次握手還沒完成，處於syn_rcvd的狀態。
接下來，服務端呼叫accept函式，拿出乙個已經完成的連線進行處理。如果還沒有完成，就要等待。
在服務端等待的時候，客戶端可以通過connect函式發起連線。先在引數中指明要連線的ip位址和埠號，然後開始發起三次握手。核心會給客戶端分配乙個臨時的埠。一旦握手成功，服務端的accept就會返回另乙個socket。監聽的socket和真正用來傳輸資料的socket是兩個，乙個叫作監聽socket，乙個叫作已連線socket。
連線建立成功之後，雙方開始通過read和write函式來讀寫資料。說tcp的socket就是乙個檔案流，是非常準確的。因為socket在linux中就是以檔案的形式存在的。除此之外，還存在檔案描述符，寫入和讀出，就是通過檔案描述符。
在核心中，socket是乙個檔案，那對應就有檔案描述符。每乙個程序都有乙個資料結構task_struct，裡面指向乙個檔案描述符陣列，來列出這個程序開啟的所有檔案的檔案描述符。檔案描述符是乙個整數，是這個陣列的下標。
這個陣列中的內容是乙個指標，指向核心中所有開啟的檔案的列表。既然是乙個檔案，就會有乙個inode，只不過socket對應的inode不像真正的檔案系統一樣，儲存在硬碟上，而是在記憶體中。在這個inode中，指向了socket在核心中的socket結構。在這個結構裡面，主要的是兩個佇列，乙個是傳送佇列，乙個是接收佇列。在這兩個佇列裡面儲存的是乙個快取sk_buff。這個快取裡面能夠看到完整的包的結構。
基於udp協議的scoket程式函式呼叫過程：
對於udp來說，不需要三次握手，也就不需要呼叫listen和connect。但是，udp的互動仍然需要ip和埠號，因此也需要bind。udp是沒有維護連線狀態的，因此不需要每對建立一組socket，而是只要有乙個socket，就能夠和多個客戶端通訊。也正是因為沒有連線狀態，每次通訊的時候，都呼叫sendto和recvfrom，都可以傳入ip位址和埠。
系統會用乙個四元組來標識乙個tcp連線。
顯然，這只是理論上來說，事實上遠遠達不到。首先主要是檔案描述符限制，socket都是檔案，所以首先要通過ulimit配置檔案描述符的數目；另乙個限制是記憶體，按上面的資料結構，每個tcp連線都要占用一定的記憶體，作業系統是有限的。
所以，我們要在有限的資源下接更多的專案，就必須降低每個專案消耗的資源數量。
方式一：多程序
一旦建立乙個連線，就會有乙個已連線socket，這個時候建立乙個子程序，然後將基於已連線socket的互動交給這個新的子程序來做。
在linux中，建立子程序使用fork函式。這是在父程序的基礎上完全拷貝乙個子程序。在linux核心中，會複製檔案描述符的列表，也會複製記憶體空間，還會複製一條記錄當前執行到了哪一行程式的程序。顯然，複製的時候在呼叫fork，複製完畢之後，父程序和子程序都會記錄當前剛剛執行完fork。這兩個程序剛複製完的時候，幾乎一模一樣，只是根據fork的返回值來區分到底是父程序還是子程序。如果返回0，則是子程序；如果返回其他整數，就是父程序。
方式二：多執行緒
相比於程序，執行緒要輕量級的多。在linux下，通過pthread_create建立乙個程序，也是呼叫do_fork。不同的是，雖然新的執行緒在task列表會新建立一項，但是很多資源，例如檔案描述符、程序空間、還是共享的，只不過多了乙個引用而已。
新的程序也可以通過已連線socket處理請求，從而達到併發處理的目的。
上面基於程序或者執行緒模型的，其實還是有問題的。新到來乙個tcp連線，就需要分配乙個程序或執行緒，一台機器無法建立很多程序和執行緒。有個c10k，它的意思是一台機器要維護10萬個連線，就要建立1萬個程序或者執行緒，那麼作業系統是無法承受的。
方式三：io多路復用，乙個執行緒維護多個socket
由於socket是檔案描述符，因而某個執行緒盯的所有的socket，都放在乙個檔案描述符集合fd_set中，然後呼叫select函式來監聽檔案描述符集合是否有變化。一旦有變化，就會依次檢視每個檔案描述符。那些發生變化的檔案描述符在fd_set對應的位都設為1，表示socket可讀或者可寫，從而可以進行讀寫操作，然後再呼叫select，接著盯著下一輪的變化。
方式四：io多路復用，從select到epoll
上面的select函式還是有問題的，因為每次socket所在的檔案描述符集合中有socket發生變化的時候，都需要通過輪詢的方式，這會大大影響連線數。因此使用select，需要設定能夠同時盯著的檔案描述符的數量fd_setsize。
如果改成事件通知的方式，情況會好很多，就不需要輪詢檔案描述符了。而是當集合發生變化時，主動通知執行緒，然後執行緒再做出相應的操作。
能完成這件事情的函式叫epoll，它在核心中的實現不是通過輪詢的方式，而是通過註冊callback函式的方式，當某個檔案描述符發生變化的時候，就會主動通知。
如圖所示，假如程序開啟了socket m, n, x等多個檔案描述符，現在需要通過epoll來監聽是否這些socket都有事件發生。其中epoll_create建立乙個epoll物件，也是乙個檔案，也對應乙個檔案描述符，同樣也對應著開啟檔案列表中的一項。在這項裡面有乙個紅黑樹，在紅黑樹裡，要儲存這個epoll要監聽的所有socket。
當epoll_ctl新增乙個socket的時候，其實是加入這個紅黑樹，同時紅黑樹裡面的節點指向乙個結構，將這個結構掛在被監聽的socket的事件列表中。當乙個socket來了乙個事件的時候，可以從這個列表中得到epoll物件，並呼叫callback通知它。
這種通知方式使得監聽的socket資料增加的時候，效率不會大幅度降低，能夠同時監聽的socket的數目也非常多了。上限就為系統定義的、程序開啟的最大檔案描述符個數。因此，epoll被稱為解決c10k問題的利器。
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