本文譯自 Tokio internals: Understanding Rust's asynchronous I/O framework from the bottom up。
Thanks David Simmons for this awesome article!
Tokio 是 Rust 的開發框架，用於開發非同步 I/O 程式（asynchronous I/O，一種事件驅動的作法，可實現比傳統同步 I/O 更好的延伸性、效能與資源利用）。可惜的是，Tokio 過於精密的抽象設計，招致難以學習的惡名。即使我讀完教程後，依然不認為自己充分內化這些抽象層，以便推斷實際發生的事情。
從前的非同步 I/O 相關開發經驗甚至阻礙我學習 Tokio。我習慣使用作業系統提供的 selection 工具（例如 Linux epoll）當作起點，再轉移至 dispatch、state machine 等等。倘若直接從 Tokio 抽象層出發，卻沒有清楚了解 epoll_wait() 在何處及如何發生，我會覺得難以連結每個概念。Tokio 與 future-driven 的方法就好像一個黑盒子。
我決定不繼續由上而下的方法學習 Tokio，反其道而行，而是透過閱讀原始碼，確切理解具體實作是如何驅動從 epoll 事件到 Future::poll() 消耗 I/O 的整個過程。我不會深入高層次的 Tokio 與 futures 使用細節，現有的教程 有更完整詳細的內容。除了簡短的小結，我也不會探討一般性的非同步 I/O 問題，畢竟這些問題都可寫個獨立的主題了。我的目標是有信心讓 futures 與 Tokio 以我所認知的方式執行。
首先，有些重要的聲明。請注意，Tokio 正快速開發中，這裡所見所聞可能不久就會過時。這個研究中我用了 tokio-core 0.1.10、futures- 0.1.17 與 mio 0.6.10。由於我想從最底層理解 Tokio，我並不會考慮更高層次的套件如 tokio-proto 與 tokio-service。tokio-core 的事件系統本身有許多細節，為了精簡，我會盡量避開這些細項。我在 Linux 作業系統上研究 Tokio，而有些討論細節與作業系統相依，如 epoll。最後，這裡所有東西都是我這個 Tokio 新手的詮釋，可能會有錯誤或誤導。
Asynchronous I/O in a nutshell
同步 I/O 程式會執行阻塞性的 I/O 操作，直到操作完成。例如讀取會阻塞至資料抵達，寫入會阻塞線程直到欲傳遞的 bytes 送達 kernel。這些操作非常適合依序執行的傳統命令式程式設計。舉例來說，一個 HTTP 伺服器替每個新連線產生一個新線程，這個線程會讀取資料並阻塞線程直到接收完整的 request，之後處理請求，再來阻塞線程至資料完全寫入 response。這是個方法非常直觀，缺點是會阻塞線程，因此每個連線的線程要各自獨立，每個線程也需有自己的 stack。然而，線程開銷阻礙了伺服器處理大量連線的可延伸性（參閱 C10k problem)，對低階系統來說也不易負荷。
如果 HTTP server 使用非同步 I/O 開發，換句話說，在同一個線程上處理所有 I/O 操作。如此一來，所有活躍的連線以及 socket 監聽都會配置為非阻塞狀態（non-blocking），並在 event loop 中監控讀取與寫入是否就緒，進而在事件發生時分派給對應的處理程式（handler）。而每個連線都需維護自身的狀態與 buffer，如果一個處理程式一次僅能從 200 bytes 的 request 中讀取 100 個位元組（bytes），它就不能等待剩下的 bytes 而造成線程阻塞，處理程式必須將部分資料儲存在 buffer 中，設定當前的狀態為「讀取請求中」，並返回給 event loop。待到下一次連線調用的相同的處理程式，它才可讀取剩餘的 bytes 並將狀態轉為「寫入回應中」。如此的資源管理系統將會非常迅速，但同時也產生更複雜的 state machine 與容易出錯的毛病。
理想中的非同步 I/O 框架應該要提供能寫出近似於同步 I/O 的程式，但底層是 event loop 與 state machine。這對每個語言來說都很不容易，不過 Tokio 的實現已接近了。
The Tokio stack
Tokio 的技術棧由下列幾個部分組成：
- The system selector。每個作業系統皆提供接收 I/O 事件的工具，如 epoll（linux）、
kqueue()（FreeBSD/macOS），與 IOCP（Windows）。 - Mio - Metal I/O。Mio 是一個 Rust crate，提供低階通用的 I/O API，內部處理特定作業系統的 selector 實作細節，所以你不需再處理這件事。
- Futures。Futures 以強大的抽象來表示尚未發生的事物。這些 future 以許多好用的方式組合成另一新的複合 future 來代表一系列複雜的事件。這個抽象層足以通用於許多 I/O 之外的事件，但在 Tokio 中
，我們專注在利用 futures 開發非同步 I/O state machines。 - Tokio。tokio-core 提供一個中心的 event loop，這個 event loop 整合 Mio 回應 I/O 事件，並驅動 futures 完成（completion）。
- Your program。一個採用 Tokio 框架的程式，會以 futures 操作非同步 I/O，並將這些 futures 傳遞給 Tokio 的 event loop 來執行。
Mio: Metal I/O
Mio 旨在提供一系列低階的 I/O API，允許調用端接收事件，如 socket 讀寫就緒狀態（readiness state）改變等。重點如下：
Poll 與 Evented。Mio 提供
Eventedtrait 來表示任何可當作事件來源的事物。在你的 event loop 中，你會利用mio::Poll物件註冊一定數量的Evented，再調用mio::Poll::poll來阻塞 loop，直到一至多個Evented產生事件（或超時）。System selector。Mio 提供可跨平台的 system selector 訪問，所以 Linux epoll、Windows IOCP、FreeBSD/macOS
kqueue()，甚至許多有潛力的平台都可調用相同的 API。不同平台使用 Mio API 的開銷不盡相同。由於 Mio 是提供基於 readiness（就緒狀態）的 API，與 Linux epoll 相似，不少 API 在 Linux 上都可以一對一映射。（例如：mio::Events實質上是一個struct epoll_event陣列。）對比之下，Windows IOCP 是基於完成（completion-based）而非基於 readiness 的 API，所以兩者間會需要較多橋接。Mio 同時提供自身版本的std::netstruct 如TcpListener、TcpStream與UdpSocket。這些 API 封裝std::net版本的 API，預設為非阻塞且提供Evented實作讓其將 socket 加入 system selector。Non-system events。Mio 除了提供從 I/O 所得的 readiness 狀態來源，也可以用來指示從 user-space 來的 readiness 事件（非系統事件）。舉例來說，當一個工作線程（worker thread）完成一單位的工作，它就可以向 event loop 發出完成信號。你的程式調用
Registration::new2()以取得一個(Registration, SetReadiness)元組。Registration是一個實作Evented且藉由 Mio 註冊在 event loop 的物件；而需要指示當前 readiness 狀態時，則會調用SetReadiness::set_readiness。在 Linux 上，非系統事件通知以 pipe 實作，當調用SetReadiness::set_readiness()時，會將0x01這個位元組寫入 pipe 中。而mio::Poll底層的 epoll 會配置為監控 pipe 讀取結束，所以epoll_wait()會解除阻塞，而 Mio 就可以將事件傳遞到調用端。另外，無論註冊多少非系統事件，都只會在 Poll 實例化時建立唯一一個 pipe。
每個 Evented 的註冊皆與一個由調用端提供 usize 型別的 mio::Token 綁定，這個 token 將會與事件一起返回，以指示出對應的註冊資訊。這種作法很好地映射到 Linux 的 system selector，因為 token 可以放置在 64-bit 的 epoll_data union 中，並保持相同的功能。
這裡提供一個 Mio 操作的實際案例，下面是我們在 Linux 上使用 Mio 監控一個 UDP socket 的情況：
建立 socket。
let socket = mio::net::UdpSocket::bind( &SocketAddr::new( std::net::IpAddr::V4(std::net::Ipv4Addr::new(127,0,0,1)), 2000 ) ).unwrap();建立一個 Linux UDP socket，其中封裝一個
std::net::UdpSocket，再封裝在mio::net::UdpSocket中。這個 socket 為非阻塞性（non-blocking）。建立 poll 實例。
let poll = mio::Poll::new().unwrap();在這步驟，Mio 初始化 system selector、readiness 佇列（用於非系統事件），以及併發保護。當 readiness 佇列初始化時，會建立一個 pipe，讓 readiness 從 user-space 發出信號，而這個 pipe 的檔案描述符（file descriptor）會加入 epoll 中。每個
Poll物件建立時，都會賦予一個獨特、遞增的selector_id。透過 poll 註冊 socket。
poll.register( &socket, mio::Token(0), mio::Ready::readable(), mio::PollOpt::level() ).unwrap();UdpSocket的Evented::register()被調用時，會將代理指向一個封裝的EventedFd，這個EventedFd會將 socket 的 file descriptor 加入 poll selector 中（最終會調用epoll_ctl(fepd, EPOLL_CTL_ADD, fd, &epoll_event)，而epoll_event.data設置為傳入的 token 值）。當一個UdpSocket註冊後，selector_id會設置到與傳入的Poll相同，從而與 selector 產生連結。在 event loop 中呼叫
poll()。loop { poll.poll(&mut events, None).unwrap(); for event in &events { handle_event(event); } }System selector（
epoll_wait()）與 readiness 佇列將會輪詢（poll）新的事件。（epoll_wait()會阻塞，但由於非系統事件是透過 pipe 出發 epoll，事件仍會即時處理。）這一系列組合的事件可供調用端處理。
Futures and Tasks
Futures 是從函數式程式設計借來的技術，一個尚未完成的運算會以一個 future 代表，而這些獨立的 future 可以組合起來，開發更複雜的系統。這個概念對非同步 I/O 非常中用，因為在處理交易（transaction）的所有基礎步驟，都可以模化為合成 futures（combinded futures）。以 HTTP 伺服器為例，一個 future 讀取 request，會從接收到有效資料開始讀取到 request 結束，另一個 future 則會處理這個 request 並產生 response，再另一個 future 則會寫入 responses。
在 Rust 中，futures crate 實現了 futures。你可以透過實作 Future trait 來定義自己的 future，這個 trait 需實現 poll() 方法，這個方法會在需要時調用，允許 future 開始執行。poll() 方法會回傳一個錯誤（error），或回傳一個指示告知 future 仍在處理，或是當 future 完成時返回一個值。Future trait 也提供許多組合操作子（combinator）作為預設方法。
欲理解 futures，須先探討三個重要的概念：tasks、executors，以及 notifications，且需理解此三者該如何安排，才能在正確時間點調用 future 的 poll() 方法。每一個 future 都在一個 task 語彙環境（context）中執行。一個 task 只與一個 future 關聯，而這個 future 卻可能是一個合成的 future，驅動其他封裝的 futures。（舉例來說，多個 future 用 join_all() 組合操作子，串連成單一一個 future，或是兩個 future 利用 and_then() 組合操作子來依序執行。）
Task 與它的 futures 需要被一個 executor 執行。一個 executor 的責任是在正確時間點輪詢 task/future，輪詢通常會在接收到執行進度開始的通知時。而這個通知將在一個實作 futures::executor::Notify trait 的物件調用 notify 時發布。這裡有個例子，是由 futures crate 所提供的非常簡單的 executor，在調用 future 上的 wait() 被呼叫。擷自原始碼：
/// Waits for the internal future to complete, blocking this thread's
/// execution until it does.
///
/// This function will call `poll_future` in a loop, waiting for the future
/// to complete. When a future cannot make progress it will use
/// `thread::park` to block the current thread.
pub fn wait_future(&mut self) -> Result<F::Item, F::Error> {
ThreadNotify::with_current(|notify| {
loop {
match self.poll_future_notify(notify, 0)? {
Async::NotReady => notify.park(),
Async::Ready(e) => return Ok(e),
}
}
})
}
給定一個融合 task 與 future 的 futures::executor::Spawn 物件，這個 executor 在迴圈中調用 poll_future_notify。這個 Notify 會成為 task 執行語彙環境的一部分，future 也會被輪詢。如果一個 future poll 方法回傳 Async::NotReady，表示 future 仍等待中，必須在往後再次輪詢。Notify object 會從 futures::task::current() 取得一個指向 task 的 handle，且在 future 有些進展時調用 notify() 方法。（當一個 future 被輪詢時，與該 future 相關的 task 訊息將會儲存到 thread-local 中，thread-local 可以透過 current() 存取取得。）上例中，如果輪詢回傳 Async::NotReady，executor 會阻塞至接收到通知。也許 future 在其他線程運算，在完成時調用 notify()；或是 poll() 方法在返回 Asynx::NotReady 之前，自身直接調用了 notify()（後者並不常見，因為理論上一個 poll() 在返回之前應該持續取得進展）。
Tokio 的 event loop 行為上比簡單整合「 Mio 事件驅動 future 完成」來得精細。舉例來說，一個 Mio event 表示一個 socket 的 readiness（就緒狀態），最後會產生一個通知，足以告知相對應的 future 需要輪詢。
處理 future 時，Task 是最基礎的執行單元，且基本上就是綠色線程，提供協調式多工，允許在同一個系統線程有多個執行語彙環境。當一個 task 無法有所進展，會讓處理器先處理其他可執行的 task。我們必須理解的是，「通知」會發生在 task 層級而非 future 層級。當一個 task 被通知時，它會輪詢它連結的最高層級的 future，這會導致任何或是全部的 child future 同樣被輪詢。例如，如果一個 task 最高層級的 future 是一個以 join_all 組合的十個 future，而其中一個 future 安排要通知此一 task，則無論需不需要，全部十個 future 皆須接受輪詢。
Tokio's interface with Mio
Tokio 利用上述的 Mio 「非系統事件」，將 task 通知轉換為 Mio 的事件。在取得一個 Mio 的 (Registration、SetReadiness）元組後，Tokio 會將 Registration（一個 Evented）註冊至 Mio 的 poll （event loop）中，再將 SetReadiness 封裝在實作了 Notify trait 的 MySetReadiness 中。原始碼如下：
struct MySetReadiness(mio::SetReadiness);
impl Notify for MySetReadiness {
fn notify(&self, _id: usize) {
self.0.set_readiness(mio::Ready::readable())
.expect("failed to set readiness");
}
}
在這個作法中，task 的通知將轉換為 Mio 事件，且可以透過 Tokio 的事件處理與分派機制與其他 Mio 事件作伙處理。
如同 Mio 封裝 std::net 內的 UdpSocket、TcpListener，以及 TcpStream 來客製化需求，Tokio 也利用了組合（composition）與裝飾（decoration）建立這些型別的 Tokio 版。舉例來說，Tokio 的 UdpSocket 架構大致如下：
Tokio 版本的 I/O 來源型別的建構子都需要傳入 event loop 的 handle（tokio_core::reactor::Handle）。當實例化時，這些型別會將它們的 socket 註冊至 Mio poll 的 event loop 上，以利接收 edge-triggred（譯注：一種 epoll event 的觸發模式）的事件及其新賦予的偶數數字 token（以下會解釋）。當底層的 I/O 操作回傳 WouldBlock 時，這些型別可以很方便地安排當前的 task 來接收讀寫的 readiness。
Tokio 在 Mio 上註冊了許多 Evented 型別，儲存在特定的 token 上：
Token 0（
TOKEN_MESSAGES）：用於 Tokio 內部的消息佇列（message queue），這個佇列提供移除 I/O 來源、接收讀寫 readiness 通知的 task 排程，設定 timeout，以及執行在 event loop 語彙環境中的任意閉包。這個 token 可以安全地從其他線程與 event loop 溝通。例如，Remote::spawn()透過訊息系統，將 future 送達 event loop。實作上，消息佇列是一個
futures::sync::mpscstream。身為一個futures::stream::Stream（與 future 類似，但是產生一序列的值而非單一值），消息佇列使用上述MySetReadiness方案來處理，而Registration則是以TOKEN_MESSAGES這個 token 註冊。當接收到TOKEN_MESSAGES事件時，該事件會分派到consume_queue()方法進一步處理。（原始碼：enum Message、consume_queue()）Token 1（
TOKEN_FUTURE）：用於通知 Tokio 需要輪詢 main task。這個 token 會在與 main task 相關聯的通知上（也就是傳入Core::run()的 future 或它的子 future，而非透過spawn()在不同 task 中執行的 future）。這個事件同樣用了MySetReadiness方案將 future 轉譯成 Mio 的事件。在一個 future 被 main task 執行前，會先回傳Async::NotReady，並以其所選的方式在稍後發布通知。當接收了TOKEN_FUTURE事件，Tokio event loop 就會再次輪詢 main task。大於 1 的偶數 token（
TOKEN_START + key * 2）：用來指示 I/O 來源的 readiness 改變。Token 中的 key 是Slabkey，關聯值是Core::inner::io_dispatch Slab<ScheduledIo>。當 Mio 的 I/O 來源型別（UdpSocket、TcpListener、TcpStream）實例化之初，會自動以此 token 註冊。大於 1 的奇數 token（
TOKEN_START + key * 2 + 1）：用來指示一個 spawned task（及其關聯的 future）需要被輪詢。Token 中的 key 是Slabkey，關聯值是Core::inner::task_dispatch Slab<ScheduledTask>。和TOKEN_MESSAGES與TOKEN_FUTURE事件相同，這個事件也用了MySetReadiness溝通。
Tokio event loop
Tokio，更精確來說是 tokio_core::reactor::Core 提供了 event loop 來管理 futures 和 tasks，驅動 future 完成，以及與 Mio 介接的介面，讓 I/O 事件可正確通知對應的 task。使用 event loop 需透過 Core::new() 實例化一個 Core，並調用 Core::run() 傳入一個 future。這個 event loop 在返回之前，將會驅動傳入的 future 至完成。以伺服器程式來說（serve application），這個 future 很可能生命週期較長，例如使用 TcpListener 持續接收新傳入的連結，每個連結透過 Handle.spawn() 分別建立 task，由自身的 future 獨立處理。
以下的流程圖大略點出 Tokio event loop 的基本輪廓：
What happens when data arrives on a socket?
想了解 Tokio，可以觀察當資料抵達 socket 時，event loop 發生的每個步驟。我很訝異地發現，這個過程最終分為兩部分，分別在 event loop 內各自的迭代中，進行各自的 epoll 交易處理。第一部分負責當 socket 讀取就緒時（例如，Mio 事件帶著比 1 大的偶數 token，或 main task 的 TOKEN_FUTURE），傳送通知到對該 socket 有興趣的 task；第二部分則是透過輪詢 task 與它的 future 來處理通知（例如，Mio 事件帶著比 1 大的奇數 token）。我們來了解以下情境：一個 spawned task 從 Linux 上的 UdpSocket，透過 Tokio event loop 讀取資料，並假設前一次輪詢結果導致 recv_from() 回傳一個 WouldBlock 錯誤。
Tokio event loop 調用 mio::Poll:poll()，該方法轉而調用 epoll_wait()（在 Linux 上）進而阻塞到某個監測中的 file descriptor 發生了 readiness 改變的事件。當上述情形發生後，epoll_wait() 回傳一個 epoll_event structs 的陣列，用以描述發生什麼事，這些 structs 也將透過 Mio 轉譯為 mio::Events，並返回 Tokio。（在 Linux 上，這些轉譯應該是零成本（zero-cost），因為 mio::Events 就只是簡單，以一個 epoll_event 陣列組成的元組結構（tuple struct）。）在我們的例子，假設在陣列中只有一個事件指出 socket 已讀取就緒。由於該事件的 token 是大於 1 的偶數，Tokio 辨識其為 I/O 事件，並從 Slab<ScheduledIo> 中尋找對應的元素，以取得有哪些 task 對這個 socket 的讀寫 readiness 狀態有興趣。接下來，Tokio 會通知對讀取有興趣的 task，這些 task 透過前述的 MySetReadiness，調用 Mio 的 set_readiness()。Mio 會將這個非系統的事件詳細資訊加到 readiness 佇列中，並寫入 0x01 到 readiness pipe 中。
在 Tokio event loop 往下一個迭代前進之前，它會再次輪詢 Mio，Mio 則調用 epoll_wait()，而 epoll_wait() 這次返回一個在 Mio 的 readiness pipe 上發生的讀取 readiness 事件。Mio 讀取之前寫入的 0x01，並從 readiness 佇列取出最前端（dequeue）的非系統事件資料，並將這個事件回傳到 Tokio。由於該事件的 token 是大於 1 的奇數 token，Tokio 辨識其為 task 通知事件，並從 Slab<ScheduledTask> 中尋找對應的元素，以取得 task 從 spawn() 回傳的最原始的 Spawn 物件。接下來，Tokio 透過 poll_future_notify() 輪詢這個 task 與它的 future，這個 future 可能會從 socket 讀取資料，直至得到 WouldBlock 錯誤。
這個二迭代的方法涉及了 pipe 讀寫，對比其他非同步 I/O event loop，可能會有一點額外開銷。如果在一個單線程的程式中，使用 strace 會看到一個線程用 pipe 與自己溝通，很是奇怪：
pipe2([4, 5], O_NONBLOCK|O_CLOEXEC) = 0
...
epoll_wait(3, [{EPOLLIN|EPOLLOUT, {u32=14, u64=14}}], 1024, -1) = 1
write(5, "\1", 1) = 1
epoll_wait(3, [{EPOLLIN, {u32=4294967295, u64=18446744073709551615}}], 1024, 0) = 1
read(4, "\1", 128) = 1
read(4, 0x7ffce1140f58, 128) = -1 EAGAIN (Resource temporarily unavailable)
recvfrom(12, "hello\n", 1024, 0, {sa_family=AF_INET, sin_port=htons(43106), sin_addr=inet_addr("127.0.0.1")}, [16]) = 6
recvfrom(12, 0x7f576621c800, 1024, 0, 0x7ffce1140070, 0x7ffce114011c) = -1 EAGAIN (Resource temporarily unavailable)
epoll_wait(3, [], 1024, 0) = 0
epoll_wait(3, 0x7f5765b24000, 1024, -1) = -1 EINTR (Interrupted system call)
Mio 選用 pipe 的方案來支持通用性，以防 set_readiness() 可能被其他線程調用。也有可能這種作法對強制實施公平的事件調節與維持 futures 與 I/O 的間接層有所幫助。
Lessons learned: Combining futures vs. spawning futures
最初探索 Tokio 時，我寫了一個小程式，負責監聽不同 UDP socket 進來的資料。這個程式建立十個讀取 socket 的 future 實例，每個都監聽不同的埠口（port）。我天真地使用 join_all() 將所有 future 合成為單一 future，並將之傳入 Core::run()，訝異的是，我發現每當一個封包送達，所有 future 都會輪詢一次。另一個驚訝的點是，tokio_core::net:UdpSocket::recv_from()（以及底層的 PollEvented）非常聰明，當 socket 在前一次的 Mio 輪詢中尚未標記為讀取就緒時，會避免調用作業系統 rectfrom()。以下的 strace 反映出我寫的 future poll() 的除錯 println!()，大致如下：
epoll_wait(3, [{EPOLLIN|EPOLLOUT, {u32=14, u64=14}}], 1024, -1) = 1
write(5, "\1", 1) = 1
epoll_wait(3, [{EPOLLIN, {u32=4294967295, u64=18446744073709551615}}], 1024, 0) = 1
read(4, "\1", 128) = 1
read(4, 0x7ffc183129d8, 128) = -1 EAGAIN (Resource temporarily unavailable)
write(1, "UdpServer::poll()...\n", 21) = 21
write(1, "UdpServer::poll()...\n", 21) = 21
write(1, "UdpServer::poll()...\n", 21) = 21
write(1, "UdpServer::poll()...\n", 21) = 21
write(1, "UdpServer::poll()...\n", 21) = 21
write(1, "UdpServer::poll()...\n", 21) = 21
write(1, "UdpServer::poll()...\n", 21) = 21
recvfrom(12, "hello\n", 1024, 0, {sa_family=AF_INET, sin_port=htons(43106), sin_addr=inet_addr("127.0.0.1")}, [16]) = 6
getsockname(12, {sa_family=AF_INET, sin_port=htons(2006), sin_addr=inet_addr("127.0.0.1")}, [16]) = 0
write(1, "recv 6 bytes from 127.0.0.1:43106 at 127.0.0.1:2006\n", 52) = 52
recvfrom(12, 0x7f2a11c1c400, 1024, 0, 0x7ffc18312ba0, 0x7ffc18312c4c) = -1 EAGAIN (Resource temporarily unavailable)
write(1, "UdpServer::poll()...\n", 21) = 21
write(1, "UdpServer::poll()...\n", 21) = 21
write(1, "UdpServer::poll()...\n", 21) = 21
epoll_wait(3, [], 1024, 0) = 0
epoll_wait(3, 0x7f2a11c36000, 1024, -1) = ...
有鑑於 Tokio 與 futures 的具體內部運作某個程度上對我來說有點隱晦，我想我希望背後有些魔法路由，可以只輪詢必要的 futures。當然，對 Tokio 有更深入的理解後，我的程式很明顯這樣利用 futures：
這的確可以執行，但不夠好，尤其是當你有一拖拉庫 socket 時。由於通知在 task 層級發生，上圖中任意一個綠色方格中通知都會導致 main task 被通知。它將會輪詢 FromAll future 使得所有 FromAll 的 child future 都須接受輪詢。我真正需要的是一個簡單的 main future，使用 Handle::spawn() 來啟動每個封裝在各自的 task 中的 future。這種安排大致如下圖：
當任何 future 安排一個通知，只有該 future 的 task 會收到通知，也只有該 future 會被輪詢（回想一下，「安排一個通知」會自動發生在 tokio_core::net:UdpSocket::rect_from() 從 mio::net::UdpSocket::rect_from() 回傳值中接收到 WouldBlock ）。future 組合操作子敘述表達能力強勁，可好整以暇地描述協議（protocol）的流程而不須弄髒手寫手動輪詢的狀態機。然而重要的是，你必須理解你的設計也許需要支援各自獨立，獨自且並行運作的 tasks。（譯注：而非都在 main task 上使用 join_all()）
Final thoughts
閱讀 Tokio、Mio 以及 futures 原始碼後，大大幫助我鞏固對 Tokio 的理解，也驗證了透過理解具體實作來釐清抽象層的學習策略。這個方法在僅僅學習抽象層的狹隘使用案例時非常危險，我們必須意識到具體的示例僅是助於理解一般通例。在閱讀完原始碼之後，再次閱讀 Tokio 的教學文件，我有些馬後炮的意見：Tokio 非常合理，應該要很容易理解與上手！
我仍有些問題待日後研究：
- Tokio 有處理 edge triggering（Linux
epoll）的飢餓問題（starvation problem）嗎？我認為這個問題可以在 future 中，以單一一個poll()限制讀 / 寫的數量。當達到這個限制時，future 可以在顯式通知當前 task 提前返回，而非依靠 Tokio I/O 來源類型的隱式「WouldBlock排程」行為。因此這使得其他 task 與 future 有機會有所進展。 - Tokio 是否不依賴於將工作卸載給工作線程（worker thread）以最大化處理器核心運用，而是直接支援多線程環境下執行 event loop 嗎？
2017-12-19 更新：這裡有 Reddit 對話串討論本文。Mio 的作者 Carl Lerche 在這裡和這裡貼了些資訊量充足的留言。除了回應上述問題，他也點出
FuturesUnordered是一種合成 futures 的方法，只有相關的 child future 會被輪詢，以避免所有 future 像使用join_all()全部輪詢，不過這方法有些額外的記憶體配置開銷要衡量。另外，未來的 Tokio 將要遷離mio::Registration的通知方案，目的是簡化前述一些步驟。
2017-12-21 更新：看起來 Hacker News 也有在討論這篇文章。
關於譯者：
@weihanglo 掛著 iOS 工程師之名，行開發 Web App 之實。
