翻译的man epoll的：
在man epoll中的Notes说到：
EPOLL事件分发系统可以运转在两种模式下：Edge Triggered (ET)
Level Triggered (LT)接下来说明ET, LT这两种事件分发机制的不同。我们假定一个环境：1. 我们已经把一个用来从管道中读取数据的文件句柄(RFD)添加到epoll描述符2. 这个时候从管道的另一端被写入了2KB的数据3. 调用epoll_wait(2)，并且它会返回RFD，说明它已经准备好读取操作4. 然后我们读取了1KB的数据5. 调用epoll_wait(2)...... Edge Triggered 工作模式：如果我们在第1步将RFD添加到epoll描述符的时候使用了EPOLLET标志，那么在第5步调用epoll_wait(2)之后将有可能会挂起，因为剩余的数据还存在于文件的输入缓冲区内，而且数据发出端还在等待一个针对已经发出数据的反馈信息。只有在监视的文件句柄上发生了某个事件的时候 ET 工作模式才会汇报事件。因此在第5步的时候，调用者可能会放弃等待仍在存在于文件输入缓冲区内的剩余数据。在上面的例子中，会有一个事件产生在RFD句柄上，因为在第2步执行了一个写操作，然后，事件将会在第3步被销毁。因为第4步的读取操作没有读空文件输入缓冲区内的数据，因此我们在第5步调用 epoll_wait(2)完成后，是否挂起是不确定的。epoll工作在ET模式的时候，必须使用非阻塞套接口，以避免由于一个文件句柄的阻塞读/阻塞写操作把处理多个文件描述符的任务饿死。最好以下面的方式调用ET模式的epoll接口，在后面会介绍避免可能的缺陷。 i 基于非阻塞文件句柄
ii 只有当read(2)或者write(2)返回EAGAIN时才需要挂起，等待 Level Triggered 工作模式相反的，以LT方式调用epoll接口的时候，它就相当于一个速度比较快的poll(2)，并且无论后面的数据是否被使用，因此他们具有同样的职能。因为即使使用ET模式的epoll，在收到多个chunk的数据的时候仍然会产生多个事件。调用者可以设定EPOLLONESHOT标志，在 epoll_wait(2)收到事件后epoll会将与事件关联的文件句柄从epoll描述符中禁止掉。因此当EPOLLONESHOT设定后，使用带有 EPOLL_CTL_MOD标志的epoll_ctl(2)处理文件句柄就成为调用者必须作的事情。
下面两段是从网上找的epoll的较详细的解释：
LT(level triggered)是缺省的工作方式，并且同时支持block和no-block socket.在这种做法中，内核告诉你一个文件描述符是否就绪了，然后你可以对这个就绪的fd进行IO操作。如果你不作任何操作，内核还是会继续通知你的，所以，这种模式编程出错误可能性要小一点。传统的select/poll都是这种模型的代表．
ET(edge-triggered)是高速工作方式，只支持no-block socket。在这种模式下，当描述符从未就绪变为就绪时，内核通过epoll告诉你。然后它会假设你知道文件描述符已经就绪，并且不会再为那个文件描述符发送更多的就绪通知，直到你做了某些操作导致那个文件描述符不再为就绪状态了(比如，你在发送，接收或者接收请求，或者发送接收的数据少于一定量时导致了一个EWOULDBLOCK 错误）。但是请注意，如果一直不对这个fd作IO操作(从而导致它再次变成未就绪)，内核不会发送更多的通知(only once),不过在TCP协议中，ET模式的加速效用仍需要更多的benchmark确认（这句话不理解）。
在许多测试中我们会看到如果没有大量的idle -connection或者dead-connection，epoll的效率并不会比select/poll高很多，但是当我们遇到大量的idle- connection(例如WAN环境中存在大量的慢速连接)，就会发现epoll的效率大大高于select/poll。（未测试）
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另外，man epoll中说明了recv和send的时候缓冲区空和满的情况，这个错误是EAGAIN，则需要等待一段时间再recv或send.并给了一个代码的例子
man中给出了epoll的用法，example程序如下：
for(;;) { nfds = epoll_wait(kdpfd, events, maxevents, -1);for(n = 0; n < nfds; ++n) {
if(events[n].data.fd == listener) { client = accept(listener, (struct sockaddr *) &local, &addrlen); if(client < 0){ perror("accept"); continue; } setnonblocking(client); ev.events = EPOLLIN | EPOLLET; ev.data.fd = client; if (epoll_ctl(kdpfd, EPOLL_CTL_ADD, client, &ev) < 0) { fprintf(stderr, "epoll set insertion error: fd=%d\n", client); return -1; } } else do_use_fd(events[n].data.fd); } }为了考虑上面提到的数据没有读完，或发送缓冲满的情况，对EPOLLIN事件和EPOLLOUT事件的处理如下
读数据的时候需要考虑的是当recv()返回的大小如果等于请求的大小，那么很有可能是缓冲区还有数据未读完，也意味着该次事件还没有处理完，所以还需要再次读取：while(rs){ buflen = recv(activeevents[i].data.fd, buf, sizeof(buf), 0); if(buflen < 0) { // 由于是非阻塞的模式,所以当errno为EAGAIN时,表示当前缓冲区已无数据可读 // 在这里就当作是该次事件已处理处. if(errno == EAGAIN) break; else return; } else if(buflen == 0) { // 这里表示对端的socket已正常关闭. } if(buflen == sizeof(buf) rs = 1; // 需要再次读取 else rs = 0;} 还有，假如发送端流量大于接收端的流量(意思是epoll所在的程序读比转发的socket要快),由于是非阻塞的socket,那么 send()函数虽然返回,但实际缓冲区的数据并未真正发给接收端,这样不断的读和发，当缓冲区满后会产生EAGAIN错误(参考man send),同时,不理会这次请求发送的数据.所以,需要封装socket_send()的函数用来处理这种情况,该函数会尽量将数据写完再返回，返回 -1表示出错。在socket_send()内部,当写缓冲已满(send()返回-1,且errno为EAGAIN),那么会等待后再重试.这种方式并不很完美,在理论上可能会长时间的阻塞在socket_send()内部,但暂没有更好的办法.ssize_t socket_send(int sockfd, const char* buffer, size_t buflen)
{ ssize_t tmp; size_t total = buflen; const char *p = buffer;while(1)
{ tmp = send(sockfd, p, total, 0); if(tmp < 0) { // 当send收到信号时,可以继续写,但这里返回-1. if(errno == EINTR) return -1;// 当socket是非阻塞时,如返回此错误,表示写缓冲队列已满,
// 在这里做延时后再重试. if(errno == EAGAIN) { usleep(1000); continue; }return -1;
}if((size_t)tmp == total)
return buflen;total -= tmp;
p += tmp; }return tmp;
}另外，epoll_create的参数是该epoll_create描述符所监听的最大描述符数，epoll_wait的maxevents是 epoll_wait一次返回所带回的最大的事件数，epoll_wait的timeout是-1时表示等待时间不确定。如果出现连接断了，或未预见的事件，会导致这个客户端描述符一直占用，不能被释放。在一贴中就集中讨论这个问题。