“在非阻塞就绪事件循环中，预算耗尽后仍须保存续执行，容量不足则离开运行队列但保留hint，消费者释放容量再重排；只有实际EAGAIN才撤销本模型的可推进提示。该页把本页的帧容量预留接到ET通知…”
形式陈述
一次通知留下什么责任
固定单线程分派器，每个连接的读方向只有它消费，读取均为非阻塞、正长度；没有回调重入。连接身份是 (slot,generation)，不是可复用的整数 fd理路文件描述符与共享打开状态File descriptor and open file description · OFD · dup fork shared offset区分进程fd表、打开文件描述与inode，逐次计算dup/fork后的共享offset和引用关闭，并处理短读写。。代号在可能残留的通知消失以前不回绕。读方向结束不表示整个双向连接都已关闭。
沿用短返回与有界缓冲理路字节流缓冲与端到端背压Stream backpressure · Bounded buffer · Partial write按实际短写推进未发送前缀，用有界队列与高低水位传播消费压力，并区分就绪、完成与业务成功。合同：正数 n 表示本次取得 n 字节；EAGAIN 表示此刻不能继续；读返回零表示本模型的有序 EOF；其他不可恢复错误结束读方向。就绪通知只是值得尝试非阻塞操作的提示，不是完成一条消息的凭证。可写提示同样不能证明整块短写已完成，更不证明远端业务完成。
每个读方向保存状态 WAITING、QUEUED、RUNNING、PAUSED、FINISHED 或 FAILED，另存 hint 和解析续点。hint 为真表示“尚未证实这条续执行已经耗尽”，并不声称下一次读取一定成功。应用维护 FIFO 队列 Q；在每个分派边界，集合 R 定义为所有 QUEUED 身份，要求
因此同一代身份恰入队一次。运行中从 Q 移除的唯一身份另记为 current，不偷偷同时留在 Q。PAUSED 仍可保存 hint，但因容量不足暂不属于 R。
状态转移与双重预算
一次量子最多取得 q>0 字节、尝试 k>0 次 I/O，并且本地解析/回调工作有界。字节预算控制搬运量，尝试预算连 EINTR 等无进展重试也计入；二者不能互相替代。这里把 EINTR 作为可重试、零进展事件，不把它当 EAGAIN。
| 当前事件 | 必须完成的更新 |
|---|---|
| 收到有效代的通知 | FINISHED/FAILED忽略；其他有效状态置 hint。WAITING 有容量则入队、无容量则→PAUSED；已 QUEUED 不重复入队；PAUSED 保留 hint |
| 取出 Q 首项 | QUEUED→RUNNING，保存为 current，重置本次两项预算 |
| read 返回 n>0 | 接受实际 n 字节，更新游标与预算；不得超过预留容量 |
| read 返回 EAGAIN | 清 hint，RUNNING→WAITING，保留半帧与未完成业务状态 |
| 字节或尝试预算耗尽 | 不清 hint；仍有容量则 RUNNING→QUEUED 并排队尾 |
| 容量不足 | RUNNING→PAUSED，保留 hint 与续点；不得反复空排队 |
| 容量恢复 | 若 hint 为真，PAUSED→QUEUED；否则→WAITING |
| 正长度 read 返回 0 或致命错误 | 清 hint，分别进入 FINISHED 或 FAILED；不再排读任务 |
关闭连接或更换代号时，先使旧身份不可分派，再删除它的应用队列项；已取回的通知批次仍须逐个核对代号。不能用一条旧 fd=3 通知去调用后来复用为3的新对象。实现若用墓碑延迟删除，也必须把物理队列与逻辑有效成员区分，不能继续声称物理 Q 没有陈旧项。
循环的顺序是：每轮先以零等待收取至多 h 条 OS 通知，并处理有界数量的到期定时器、容量恢复和完成事件；随后运行 Q 首项的一个量子。Q 非空时绝不进入阻塞等待。只有 Q 空、没有已知本地工作时，才等待下一批通知或最近定时器；返回后仍按同一入队规则合并。即使 A 永远有字节，每轮的收取步骤也继续给新到达的 B 入场机会。不同本地事件队列采用轮转或另一种明确公平政策，使每份已接纳的完成和容量恢复事件最终被处理；只说“每轮处理有界数量”不足以排除某一队列被无限优先任务饿死。
直觉
内核通知像“这扇窗口现在可以办理”，应用队列则记录“我还有手续没办完”。为了照顾其他连接，A只读两字节便让出位置，剩下的手续必须留在自己的账本里。不能因为用过一次通知，就把这项责任删掉。
反过来，已经读到 EAGAIN 还不停把自己排回去，会在没有输入时空转。两个分支看起来都叫“本轮停止”，实际原因完全不同：预算耗尽是主动让路；EAGAIN是缺少外部输入。容量暂停又是第三种原因，它等待下游释放，不能仅等新的网络边沿。
例子与边界
两个连接，一次边沿
A 已有 abcdef，B 已有 XY，发送端暂不关闭。初始各收到一次通知，Q=[A,B]。每个量子 q=2、k=1，没有容量暂停；每次成功读取尽量填满请求，输入随后不再变化。
| 量子 | 首项与实际返回 | 完成后的 Q | 未读输入 |
|---|---|---|---|
| 1 | A：ab | [B,A] | A=cdef，B=XY |
| 2 | B：XY | [A,B] | A=cdef，B=空 |
| 3 | A：cd | [B,A] | A=ef，B=空 |
| 4 | B：EAGAIN | [A] | A=ef，B=空 |
| 5 | A：ef | [A] | 均为空 |
| 6 | A：EAGAIN | [] | 均为空 |
读满两字节并不证明后面还有数据，所以 B 有一次无进展探测；它也不证明后面没有数据，所以 A 必须续排。这里故意采用“见 EAGAIN 才撤销 hint”的保守规则，不利用具体流接口的短返回优化。
Linux epoll 的 LT（水平触发）会继续报告仍就绪的对象，ET（边沿触发）不提供每个量子一份新通知的承诺。删掉预算耗尽后的续排：ET 的 A 在 ab 后再也未被运行，留下 cdef；LT 在再次取得 A 的水平通知后仍可能读完，却把应用续执行依赖到重复通知上。正确队列在两种方式下都得到同样字节；LT 可以多送提示，去重只改变通知账本，不改变输出。这里的 ET 反例是一个符合其通知合同的执行，不要求所有实际运行都恰好只通知一次。[1]
没有字节进展也能耗掉整个线程
若代码写成“读到 q 字节才让路”，连续 EINTR 可以使它永不退出；即使流一直可读，一个无界业务回调也可以占住线程。尝试数 k 使前者每轮返回，后者必须拆成有界续执行或交给另有调度合同的工作器。仅把函数标成 async 不产生抢占。
EPOLLHUP/ERR这类挂起或错误通知也不能直接当EOF：尚有待读数据时应按目标接口继续检查实际read结果；本页只让正长度read返回0进入FINISHED，不让一个通知位丢掉尾部数据。
EOF 与 EAGAIN不能合并。半个长度头后 EAGAIN 要等待下一批；同样位置的 EOF 要报告截断。读方向 FINISHED 后还可能有待发送响应；把 EOF 直接解释成整个请求成功也会丢掉协议义务。
迁移：一个量子最多交付一帧
采用两字节大端长度头理路字节流上的长度前缀分帧Application message framing · Length-prefixed framing · Short read定义两字节大端长度的增量解析器，跨三次短读恢复CAT与OK，并检查超长、半帧EOF和输出队列边界。，这次限定载荷至多3字节，最大编码帧 M=5。给连接9字节预算，计“已完成但未消费帧的编码大小 + 当前帧预留”，不另存无界读取批次。开始读新头以前预留5；读取限制在当前帧需要的头或载荷内；得知长度后可缩小预留。完整帧转为实际占用，消费者释放后才归还额度。
输入依次到达 00、03 43 41、54 00 02 4F 4B。前两批产生半头、部分 CAT，EAGAIN 后仍保留当前帧预算；第三批先用54补成CAT。帧量子 f=1用尽，必须保存续执行。若CAT尚未消费，占用5，剩余4不足以预留下一条最大5字节帧，于是 PAUSED 且 hint=true。消费CAT释放5后，即使没有新 ET 边沿，也重新排队，解析OK；它占编码4字节，最后探测 EAGAIN。
证明分两笔：预留新帧前检查 used+M≤9，读入只花已有预留，完成转账不增加总量，因此容量不越界；让路或容量暂停均不丢 hint，只有 EAGAIN 撤销，因此剩余OK不丢调度。帧预算之外仍保留尝试上限 k 及每帧有限长度；否则一个永不完整的大帧或连续中断仍可破坏量子界。超长头进入失败，半帧 EOF 报截断；不会为未知长度先无条件分配。
推论与应用
不变量与服务轮次界
初态 Q 与 R 均空。通知仅在原本不在 Q 的有效身份上追加；分派同时从二者移除；让路同时加回；EAGAIN、暂停、终结都不留下队列成员。逐事件归纳得到成员一致和无重复。续点记录读取偏移、半帧与剩余发送前缀，预算让路不更改这些未完成事实。
若某身份已入队，含它在内至多 N 个有效身份，没有优先级插队，新入队与续排都去队尾，则它之前至多 N−1 个量子。令H界定入队后尚余的本轮收取、清理与首次派发工作，T界定每个前驱量子及下一轮收取、清理与派发的总时间，它在至多 H+(N−1)T 后开始自己的量子；N=1时也可能要等待H。这个界从已入队边界计起；刚错过一次收取的新通知，还要加其被 OS 交付的时间。h 有限只限制每轮成本，不证明 OS 在无限重复提示下必交付所有新身份；新到达的活性另假设通知最终被收取。长期阻塞回调、无限优先任务或调度线程暂停，均撤回墙钟界。
把费用分开记
主例两次注册、两个初始通知、六次实际 read，其中四次有数据、两次 EAGAIN，总读取8字节；B的首次服务在一个 A 量子之后。具体 LT 执行可以有更多重复通知，ET也可能合并事件；不能把通知数当字节数。应用队列以固定容量循环结构维护，入队、出队和成员位检查为 O(1)，N 条连接需要 O(N) 状态；每个字节解析常数次时另计 O(n)。OS 注册、等待和通知产生的成本必须按所用接口和负载测量，本页不宣称 epoll 所有操作 O(1)。减少系统调用也不直接给出墙钟加速倍数。
同一个事件循环还要消费异步请求的目标完成与取消完成理路异步请求取消与安全退休Async request cancellation and retirement · Cancellation completion race · 异步缓冲生命周期分别记录逻辑结果、目标终结、取消完成与缓冲借用，证明超时返回之后的所有权守恒、唯一释放和代际安全。。它们是带身份的完成记录，不能混进“可读”的单一布尔位；停止逻辑等待以后仍须安排清理工作。共同终点与复算器把这两份队列责任合起来。
参考资料
[1] Linux man-pages 6.19，epoll(7)，“Level-triggered and edge-triggered”、“Questions and answers”及“Possible pitfalls and ways to avoid them”，2026-10-08核查：LT/ET、非阻塞耗尽、ready list去重与旧事件缓存。本文双预算、有界收取、六量子轨迹及分帧预留是独立规定的教学协议。
[2] The Open Group，POSIX.1-2024，recv：返回值与无数据、关闭的接口区别。本文不覆盖信号屏蔽与pselect的原子等待协议，也不处理多个读者抢同一流。