参考：
https://www.cnblogs.com/sunhao96/p/7873842.html
https://segmentfault.com/a/1190000016359495
https://www.cnblogs.com/51try-again/p/11078674.html
一.概念
1.用户空间和内核空间
32位的操作系统，其寻址空间是4G(2^32次方)。4G空间分为：
1）最高的1G字节：称为内核空间，供内核使用；
2）较低的3G字节：称为用户空间，供进程使用。
内核：可以访问内核空间和用户空间。进程：只能访问用户空间，不能访问内核空间。
2.文件描述符FD
FD：File descriptor
文件描述符：形式上是一个非负整数。表示一个索引值，指向内核为每一个进程所维护的该进程打开文件的记录表。当进程打开现有文件或者创建新文件时，内核向进程返回一个文件描述符。
3.缓存IO
缓存IO：即标准IO。
LinuxIO机制中，操作系统会将IO的数据缓存再文件系统的页缓存中。也就是说：数据会先被拷贝到操作系统的内核缓冲区中，然后才会从操作系统的内核缓冲区，拷贝到应用程序的地址空间。
- 缺点：数据再传输过程中，需要再用用程序地址空间和内核进行多次数据拷贝操作，CPU和内存开销较大。
二.IO模式
对于一次IO访问，比如read，会经历如下两个阶段：
- 等待数据准备：即数据时候已经拷贝到内核缓存区中；
- 将数据从内核拷贝到进程中：
根据上述两个阶段，Linux产生了下面5种网络模式：
1.阻塞I/O：Blocking IO
2.非阻塞I/O：Nonblocking IO
3.I/O多路服用：IO Multiplexing
4.信号驱动I/O：Signal driven IO
5.异步I/O：Asynchronous IO
1.阻塞I/O
Linux中，默认情况下所有的socket都是blocking的。
当用户进程调用了recvfrom这个系统调用，kernel就开始了IO的第一个阶段：
- 等待数据：这个过程有可能处于等待，比如网络数据还没有到达等场景。当数据到达，将其拷贝到操作系统内核缓冲区中。
- 将数据从内核缓冲区拷贝到用户空间：当kernel数据准备好了，其就会数据从kernel拷贝到用户内存。直到拷贝完成，然后kernel返回结果，用户进程才解除block状态，重新运行起来。
所以：Blocking Io的特点是：IO执行的两个阶段，都被block。
2.非阻塞式I/O
linux下，可以通过设置socket使其变为non-blocking。
当用户进程调用了recvfrom系统调用之后，如果此时数据未到达，则不阻塞用户进程，直接返回EWOULDBLCK错误码。用户进程收到错误码之后，知道数据还没有准备好，于是会进行轮循(polling)，再次发送read操作。一旦kernel中的数据准备好了，并且又再次接收到了用户的system call，那么它马上就将数据拷贝到用户内存，然后返回。
所以NonBlocking IO的特点是：
- 第一阶段：用户进程需要不断的主动询问kernel的数据是否ready；
- 第二阶段：依然是阻塞操作
3.I/O多路复用
IO多路复用有三种类型：
- select
- poll
- epoll
其基本原理就是：select、poll、epoll function会不断轮循所负责的所有socket，当某个socket有数据到达了，就通知用户进程。
过程：当用户进程调用select，用户进程处于block状态，同时，kernel会监视所有select负责的socket，当任何一个socket数据准备好，select就返回。然后用户进程调用reavfrom系统调用，将数据从kernel拷贝到用户进程。
相比于BlockingIO
- 缺点：多一次系统调用，这里使用了两次系统调用(select和recvfrom)
- 优点：select可以监听多个connection
所以：IO multiplexing的特点是：
- 第一阶段：通过一种机制，一个进程能够同时等待多个文件描述符，这些描述符其中任意一个进入就绪状态，select函数就会返回。
- 第二阶段：依然需要调用recvfrom，处于阻塞状态；
4.信号驱动I/O
在信号驱动IO模式中，与阻塞和非阻塞的模式有一个本质的区别：用户进程不需要再等待内核态的数据准备好，直接可以去做其他事情了。
所以，信号驱动I/O模式的特点：
- 第一阶段：不需要阻塞或者主动轮训，kernel数据准备好了之后，kernel会主动通知用户进程。
- 第二阶段：依然需要调用recvfrom，处于阻塞状态。
5.异步I/O
异步I/O模型相比与信号驱动I/O模型，异步化更加彻底。
其特点是：
- 第一阶段：用户发起异步调用之后，立马返回结果。进程不阻塞，就可以直接去做其他事情。
- 第二阶段：当kernel数据准备好了之后，也不需要用户进程感知，kernel会直接将kernel数据拷贝到用户进程空间。当一切完成之后，kernel会给用户进程发送一个signal，通知其read操作完成。
所以：异步和同步的区分：是在第二阶段，真实的IO操作。故：只有异步IO第二阶段是异步的，其他IO模式第二阶段都是阻塞的，所以只能算是同步的。
三.I/O多路复用之select、poll、epoll详解
select，poll，epoll都是IO多路复用的机制。I/O多路复用就是通过一种机制，一个进程可以监视多个描述符，一旦某个描述符就绪（一般是读就绪或者写就绪），能够通知程序进行相应的读写操作。
-
select
int select (int n, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);
select 函数监视的文件描述符分3类，分别是writefds、readfds、和exceptfds。调用后select函数会阻塞，直到有描述副就绪（有数据 可读、可写、或者有except），或者超时（timeout指定等待时间，如果立即返回设为null即可），函数返回。当select函数返回后，可以通过遍历fdset，来找到就绪的描述符。
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1)使用copy_from_user从用户空间拷贝fd_set到内核空间;
2)注册回调函数__pollwait;
3)遍历所有fd，调用其对应的poll方法（对于socket，这个poll方法是sock_poll，sock_poll根据情况会调用到tcp_poll,udp_poll或者datagram_poll);
4)以tcp_poll为例，其核心实现就是__pollwait，也就是上面注册的回调函数;
5)__pollwait的主要工作就是把current（当前进程）挂到设备的等待队列中，不同的设备有不同的等待队列，对于tcp_poll来说，其等待队列是sk->sk_sleep（注意把进程挂到等待队列中并不代表进程已经睡眠了）。在设备收到一条消息（网络设备）或填写完文件数据（磁盘设备）后，会唤醒设备等待队列上睡眠的进程，这时current便被唤醒了。
6)poll方法返回时会返回一个描述读写操作是否就绪的mask掩码，根据这个mask掩码给fd_set赋值。
7)如果遍历完所有的fd，还没有返回一个可读写的mask掩码，则会调用schedule_timeout是调用select的进程（也就是current）进入睡眠。当设备驱动发生自身资源可读写后，会唤醒其等待队列上睡眠的进程。如果超过一定的超时时间（schedule_timeout指定），还是没人唤醒，则调用select的进程会重新被唤醒获得CPU，进而重新遍历fd，判断有没有就绪的fd;
8)把fd_set从内核空间拷贝到用户空间;
缺点：
- 每次调用select，都需要把fd集合从用户态拷贝到内核态，这个开销在fd很多时会很大；
- 同时每次调用select都需要在内核遍历传递进来的所有fd，这个开销在fd很多时也很大；
- select支持的文件描述符数量太小了，默认是1024；
- poll
int poll (struct pollfd fds, unsigned int nfds, int timeout);
不同与select使用三个位图来表示三个fdset的方式，poll使用一个 pollfd的指针实现。
struct pollfd {
int fd; / file descriptor /
short events; / requested events to watch /
short revents; / returned events witnessed */
};
poll的实现和select非常相似，只是描述fd集合的方式不同，poll使用pollfd结构而不是select的fd_set结构，其他的都差不多,管理多个描述符也是进行轮询，根据描述符的状态进行处理，但是poll没有最大文件描述符数量的限制。但是数量过大后性能也是会下降。 和select函数一样，poll返回后，需要轮询pollfd来获取就绪的描述符。 -
epoll
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epoll提供了三个函数，epoll_create,epoll_ctl和epoll_wait，epoll_create是创建一个epoll句柄；epoll_ctl是注册要监听的事件类型；epoll_wait则是等待事件的产生。
对于第一个缺点，epoll的解决方案在epoll_ctl函数中。每次注册新的事件到epoll句柄中时（在epoll_ctl中指定EPOLL_CTL_ADD），会把所有的fd拷贝进内核，而不是在epoll_wait的时候重复拷贝。epoll保证了每个fd在整个过程中只会拷贝一次。
对于第二个缺点，epoll的解决方案不像select或poll一样每次都把current轮流加入fd对应的设备等待队列中，而只在epoll_ctl时把current挂一遍（这一遍必不可少）并为每个fd指定一个回调函数，当设备就绪，唤醒等待队列上的等待者时，就会调用这个回调函数，而这个回调函数会把就绪的fd加入一个就绪链表）。epoll_wait的工作实际上就是在这个就绪链表中查看有没有就绪的fd（利用schedule_timeout()实现睡一会，判断一会的效果，和select实现中的第7步是类似的）。
对于第三个缺点，epoll没有这个限制，它所支持的FD上限是最大可以打开文件的数目，这个数字一般远大于2048,举个例子,在1GB内存的机器上大约是10万左右，具体数目可以cat /proc/sys/fs/file-max察看,一般来说这个数目和系统内存关系很大。
