一.惊群效应简介
所谓惊群效应，就是多个进程或者线程在等待同一个事件，当事件发生时，所有进程或者线程都会被内核唤醒。然后，通常只有一个进程获得了该事件，并进行处理；其他进程在发现获取事件失败后，又继续进入了等待状态。这在一定程度上降低了系统性能。
具体来说，惊群通常发生在服务器的监听等待调用上。服务器创建监听socket，然后fork多个进程，在每个进程中调用accept或者epoll_wait等待终端的连接。
二.惊群的坏处
惊醒所有进程/线程，导致n-1个进程/线程做了无效的调度、上下文切换，cpu瞬时增高。
多个进程/线程争抢资源，所以涉及到同步问题，需对资源进行加锁保护，加解锁加大系统CPU开销。
三.惊群的几种情况
在高并发（多线程/多进程/多连接）中，会产生惊群的情况有：
- accept惊群
- epoll惊群
- nginx惊群
- 线程池惊群
3.1 accept惊群(新版内核已解决)
以多进程为例，在主进程创建监听描述符listenfd后，fork多个子进程，多个进程共享listenfd，accept是在每个子进程中，当一个新连接来的时候，会发生惊群。
在内核2.6之前，所有进程accept都会惊醒，但只有一个可以accept成功，其他返回EGAIN。
在内核2.6及之后，解决了惊群问题，在内核中增加了一个互斥等待变量。一个互斥等待行为与睡眠基本类似，主要的不同点在于：
1）当一个进程有WQ_FLAG_EXCLUSEVE标志置位，它被添加到等待队列的尾部。若没有这个标志置位，则添加到队列首部。
2）当wake_up被在一个等待队列上调用时，它在唤醒第一个有WQ_FLAG_EXCLUSIVE标志的进程后停止。
对于互斥等待的行为，比如对一个listen后的socket描述符，多线程阻塞accept时，系统内核只会唤醒所有正在等待此时间的队列中的第一个进程/线程，队列中的其他进程/线程则继续等待下一次事件的发生。这样，就避免了多个进程/线程同时监听同一个socket描述符时的惊群问题。
3.2 epoll惊群
epoll惊群分两种：
一是在fork之前创建epollfd，所有进程共用一个epoll。
二是在fork之后创建epollfd，每个进程独用一个epoll。
3.2.1 fork之前创建epollfd(新版内核已解决)
1. 主进程创建listenfd，创建epollfd。
2. 主进程fork多个子进程。
3. 每个子进程把listenfd加到epollfd中。
4. 当一个新连接进来时，会触发epoll惊群，多个子进程的epoll同时会触发。
分析：这里的epoll惊群跟accept惊群是类似的，共享一个epollfd，加锁或标记解决。在新版本的epoll中已解决，但在内核2.6及之前是存在的。
epoll_wait的惊群问题在这个patch epoll: add EPOLLEXCLUSIVE flag 21 Jan 2016已经解决了。通过添加EPOLLEXCLUSIVE标志标识，在唤醒时只唤醒一个等待进程。相比而言，内核在解决accept的惊群时是作为一个问题进行了修复，即无需设置标志；而对于epoll_wait，则作为添加一个功能选项。这主要是因为accept等待的是一个socket，并且这个socket的连接只能被一个进程处理，内核可以很明确的进行这个预设，因此，accept只唤醒一个进程才是更优的选择。而对于epoll_wait，等待的是多个socket上的事件，有连接事件、读写事件等，这些事件可以同时被一个进程处理，也可以同时被多个进程分别处理，内核不能进行唯一进程处理的假定，因此，提供一个设置标志让用户决定。
3.2.2 fork之后创建epollfd(内核未解决)
1. 主进程创建listendfd。
2. 主进程创建多个子进程。
3. 每个子进程创建自已的epollfd。
4. 每个子进程把listenfd加入到epollfd中。
5. 当一个连接进来时，会触发epoll惊群，多个子进程epoll同时会触发。
分析：虽然listenfd是同一个，但每个子进程的epollfd是不同的epollfd，当新连接过来时，但内核不知道该发给哪个监听进程，accept会触发惊群。所以，对于这种情况，惊群还是会出现。
3.3 nginx惊群的解决
这里说的nginx惊群，其实就是上面的问题(fork之后创建epollfd)，下面看看nginx是怎么处理惊群的。
在nginx中使用的epoll，是在创建子进程后创建的epollfd。因此，会出现上面的惊群问题，即每个子进程worker都会惊醒。
在nginx中，整个流程如下：
1 主线程创建listenfd。
2 主线程fork多个子进程（根据配置）。
3 子进程创建epollfd。
4 获得accept锁，只有一个子进程把listenfd加到epollfd中，同一时间只有一个进程会把监听描述符加到epoll中。
5 循环监听。
在nginx中，解决惊群的方法，使用了互斥锁还解决。nginx的每个worker进程，都会在函数ngx_process_events_and_timers()中处理不同的事件，然后通过ngx_process_events()封装了不同的事件处理机制，在Linux上默认采用epoll_wait()。
nginx主要在ngx_process_events_and_timers()函数中解决惊群现象。
void ngx_process_events_and_timers(ngx_cycle_t *cycle)
{
... ...
// 是否通过对accept加锁来解决惊群问题，需要工作线程数>1且配置文件打开accetp_mutex
if (ngx_use_accept_mutex) {
// 超过配置文件中最大连接数的7/8时，该值大于0，此时满负荷不会再处理新连接，简单负载均衡
if (ngx_accept_disabled > 0) {
ngx_accept_disabled--;
} else {
// 多个worker仅有一个可以得到这把锁。获取锁不会阻塞过程，而是立刻返回，获取成功的话，
// ngx_accept_mutex_held被置为1。拿到锁意味着监听句柄被放到本进程的epoll中了，如果
// 没有拿到锁，则监听句柄会被从epoll中取出。
if (ngx_trylock_accept_mutex(cycle) == NGX_ERROR) {
return;
}
if (ngx_accept_mutex_held) {
// 此时意味着ngx_process_events()函数中，任何事件都将延后处理，会把accept事件放到
// ngx_posted_accept_events链表中，epollin|epollout事件都放到ngx_posted_events链表中
flags |= NGX_POST_EVENTS;
} else {
// 拿不到锁，也就不会处理监听的句柄，这个timer实际是传给epoll_wait的超时时间，修改
// 为最大ngx_accept_mutex_delay意味着epoll_wait更短的超时返回，以免新连接长时间没有得到处理
if (timer == NGX_TIMER_INFINITE || timer > ngx_accept_mutex_delay) {
timer = ngx_accept_mutex_delay;
}
}
}
}
... ...
(void) ngx_process_events(cycle, timer, flags); // 实际调用ngx_epoll_process_events函数开始处理
... ...
if (ngx_posted_accept_events) { //如果ngx_posted_accept_events链表有数据，就开始accept建立新连接
ngx_event_process_posted(cycle, &ngx_posted_accept_events);
}
if (ngx_accept_mutex_held) { //释放锁后，再处理下面的EPOLLIN EPOLLOUT请求
ngx_shmtx_unlock(&ngx_accept_mutex);
}
if (delta) {
ngx_event_expire_timers();
}
ngx_log_debug1(NGX_LOG_DEBUG_EVENT, cycle->log, 0, "posted events %p", ngx_posted_events);
// 然后再处理正常的数据读写请求。因为这些请求耗时久，所以在ngx_process_events里NGX_POST_EVENTS标
// 志将事件都放入ngx_posted_events链表中，延迟到锁释放了再处理。
}分析：nginx里采用了主动轮询的方法，去把监听描述符放到epoll中或从epoll移出（这个是nginx的精髓所在，因为大部分的并发架构都是被动的）。nginx中采用互斥锁去解决谁来accept问题，保证了同一时刻只有一个worker接收新连接（所以nginx并没有惊群问题）。nginx根据自已的载负（最大连接的7/8）情况，决定去不去抢锁，简单方便地解决负载，防止进程因业务太多而导致所有业务都不及时处理。
总结： nginx采用互斥锁和主动轮询的方法，使得nginx中并无惊群。
3.4 线程池惊群
在多线程设计中，经常会用到互斥和条件变量的问题。当一个线程解锁，并通知其他线程的时候，就会出现惊群的现象。
pthread_mutex_lock/pthread_mutex_unlock：线程互斥锁的加锁及解锁函数。
pthread_cond_wait：线程池中的消费者线程等待线程条件变量被通知；
pthread_cond_signal/pthread_cond_broadcast：生产者线程通知线程池中的某个或一些消费者线程池，接收处理任务；
这里的惊群现象出现在3里，pthread_cond_signal，语义上看，是通知一个线程。调用此函数后，系统会唤醒在相同条件变量上等待的一个或多个线程（可参看手册）。如果通知了多个线程，则发生了惊群。
传统用法：所有线程共用一个锁，共用一个条件变量。当pthread_cond_signal通知时，就可能会出现惊群。
解决惊群的方法：所有线程共用一个锁，每个线程有自已的条件变量。当pthread_cond_signal通知时，定向通知某个线程的条件变量，不会出现惊群。
四. linux Os最新的避免和解决惊群的办法
Linux内核的3.9版本带来了SO_REUSEPORT特性，该特性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，允许多个套接字bind()以及listen()同一个TCP或UDP端口，并且在内核层面实现负载均衡。
在未开启SO_REUSEPORT的时候，由一个监听socket将新接收的连接请求交给各个工作者处理。
在使用SO_REUSEPORT后，多个进程可以同时监听同一个IP和端口，然后由内核决定将新连接发送给哪个进程，显然会降低每个worker接收新连接时的锁竞争。
下面，让我们好好比较一下多进程（线程）服务器编程传统方法和使用SO_REUSEPORT的区别。
运行在Linux系统上的网络应用程序，为了利用多核的优势，一般使用以下典型的多进程（多线程）服务器模型：
1.单线程listener/accept，多个工作线程接受任务分发，虽然CPU工作负载不再成为问题，但是仍然存在问题：
（1）单线程listener，在处理高速率海量连接的时候，一样会成为瓶颈。
（2）cpu缓存行丢失套接字结构现象严重。
2.所有工作线程都accept（）在同一个服务器套接字上呢？一样存在问题：
（1）多线程访问server socket锁竞争严重。
（2）高负载情况下，线程之间的处理不均衡，有时高达3：1。
（3）导致cpu缓存行跳跃（cache line bouncing）。
（4）在繁忙cpu上存在较大延迟。
上面两种方法共同点就是：很难做到cpu之间的负载均衡，随着核数的提升，性能并没有提升。甚至服务器的吞吐量CPS（Connection Per Second）会随着核数的增加呈下降趋势。
下面，我们就来看看SO_REUSEPORT解决了什么问题：
（1）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锁的竞争。
（2）内核层面实现负载均衡。
（3）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。
（4）处理新建连接时，查找listener的时候，能够支持在监听相同IP和端口的多个socket之间均衡选择。
当一个连接到来的时候，系统到底是怎么决定那个套接字来处理它？
对于不同内核，存在两种模式，这两种模式并不共存，一种叫做热备份模式，另一种叫做负载均衡模式。3.9内核以后，全部改为负载均衡模式。
热备份模式：一般而言，会将所有的reuseport同一个IP地址/端口的套接字挂在一个链表上，取第一个即可，工作的只有一个，其他的作为备份存在。如果该套接字挂了，它会被从链表删除，然后第二个便会成为第一个。
负载均衡模式：和热备份模式一样，所有reuseport同一个IP地址/端口的套接字会挂在一个链表上，你也可以认为是一个数组，这样会更加方便。当有连接到来时，用数据包的源IP/源端口作为一个HASH函数的输入，将结果对reuseport套接字数量取模，得到一个索引，该索引指示的数组位置对应的套接字便是工作套接字。这样就可以达到负载均衡的目的，从而降低某个服务的压力。