Linux IO模式

linux有下面五种网络模式

• 阻塞 I/O（blocking IO）

默认socket就是阻塞IO，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：准备数据（对于网络IO来说，很多时候数据在一开始还没有到达。比如，还没有收到一个完整的UDP包。这个时候kernel就要等待足够的数据到来）。这个过程需要等待，也就是说数据被拷贝到操作系统内核的缓冲区中是需要一个过程的。而在用户进程这边，整个进程会被阻塞（当然，是进程自己选择的阻塞）。当kernel一直等到数据准备好了，它就会将数据从kernel中拷贝到用户内存，然后kernel返回结果，用户进程才解除block的状态，重新运行起来。（阻塞IO这两个过程都会被阻塞）

• 非阻塞 I/O（nonblocking IO）

  当用户进程发出read操作时，如果kernel中的数据还没有准备好，那么它并不会block用户进程，而是立刻返回一个error。从用户进程角度讲 ，它发起一个read操作后，并不需要等待，而是马上就得到了一个结果。用户进程判断结果是一个error时，它就知道数据还没有准备好，于是它可以再次发送read操作。一旦kernel中的数据准备好了，并且又再次收到了用户进程的system call，那么它马上就将数据拷贝到了用户内存，然后返回（特点就是需要用户进程不断主动询问）

• I/O 多路复用（ IO multiplexing）

  其实就是下面要讲的select,poll,epoll，特点就是一个线程可以同时处理多个网络IO

• 信号驱动 I/O（ signal driven IO）

  这个不常用，可以不记

• 异步 I/O（asynchronous IO）

  用户进程发起read操作之后，立刻就可以开始去做其它的事。而另一方面，从kernel的角度，当它受到一个asynchronous read之后，首先它会立刻返回，所以不会对用户进程产生任何block。然后，kernel会等待数据准备完成，然后将数据拷贝到用户内存，当这一切都完成之后，kernel会给用户进程发送一个signal，告诉它read操作完成了。（其实就是有一个回调操作）

参考： Linux IO模式及 select、poll、epoll详解 - SegmentFault 思否 (opens new window)

linux IO流

下面这个图就很清晰了

Linux磁盘IO流程 - 简书 (jianshu.com) (opens new window)

select、poll、epoll

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。但select，poll，epoll本质上都是同步I/O，因为他们都需要在读写事件就绪后自己负责进行读写，也就是说这个读写过程是阻塞的，而异步I/O则无需自己负责进行读写，异步I/O的实现会负责把数据从内核拷贝到用户空间。

• 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。

  select目前几乎在所有的平台上支持，其良好跨平台支持也是它的一个优点。select的一 个缺点在于单个进程能够监视的文件描述符的数量存在最大限制，在Linux上一般为1024，可以通过修改宏定义甚至重新编译内核的方式提升这一限制，但 是这样也会造成效率的降低。

• 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。pollfd结构体如下

  struct pollfd {
      int fd; /* file descriptor */
      short events; /* requested events to watch */
      short revents; /* returned events witnessed */
  };
  

  pollfd结构包含了要监视的event和发生的event，不再使用select“参数-值”传递的方式。同时，pollfd并没有最大数量限制（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。

  select和poll都需要在返回后，通过遍历文件描述符来获取已经就绪的socket。事实上，同时连接的大量客户端在一时刻可能只有很少的处于就绪状态，因此随着监视的描述符数量的增长，其效率也会线性下降。

• epoll

  epoll是在2.6内核中提出的，是之前的select和poll的增强版本。相对于select和poll来说，epoll更加灵活，没有描述符限制。epoll使用一个文件描述符管理多个描述符，将用户关系的文件描述符的事件存放到内核的一个事件表中，这样在用户空间和内核空间的copy只需一次。

  epoll对文件描述符的操作有两种模式：LT（level trigger）和ET（edge trigger）。LT模式是默认模式，LT模式与ET模式的区别如下： 　　LT模式：当epoll_wait检测到描述符事件发生并将此事件通知应用程序，应用程序可以不立即处理该事件。下次调用epoll_wait时，会再次响应应用程序并通知此事件。 　　ET模式：当epoll_wait检测到描述符事件发生并将此事件通知应用程序，应用程序必须立即处理该事件。如果不处理，下次调用epoll_wait时，不会再次响应应用程序并通知此事件。

  在 select/poll中，进程只有在调用一定的方法后，内核才对所有监视的文件描述符进行扫描，而epoll事先通过epoll_ctl()来注册一 个文件描述符，一旦基于某个文件描述符就绪时，内核会采用类似callback的回调机制，迅速激活这个文件描述符，当进程调用epoll_wait() 时便得到通知。(此处去掉了遍历文件描述符，而是通过监听回调的的机制。这正是epoll的魅力所在。)

  • 优点
  • 监视的描述符数量不受限制，它所支持的FD上限是最大可以打开文件的数目（select的最大缺点就是进程打开的fd是有数量限制的。这对 于连接数量比较大的服务器来说根本不能满足。虽然也可以选择多进程的解决方案( Apache就是这样实现的)，不过虽然linux上面创建进程的代价比较小，但仍旧是不可忽视的，加上进程间数据同步远比不上线程间同步的高效，所以也不是一种完美的方案。）

三种IO模式对比

参考：Linux IO模式及 select、poll、epoll详解 - SegmentFault 思否 (opens new window)

零拷贝

在讲零拷贝之前先说一下传统IO

传统IO

基于传统的IO方式，底层实际上通过调用read()和write()来实现。通过read()把数据从硬盘读取到内核缓冲区，再复制到用户缓冲区；然后再通过write()写入到socket缓冲区，最后写入网卡设备。

整个过程发生了4次用户态和内核态的上下文切换和4次拷贝，具体流程如下：

1. 用户进程通过read()方法向操作系统发起调用，此时上下文从用户态转向内核态
2. DMA控制器把数据从硬盘中拷贝到读缓冲区
3. CPU把读缓冲区数据拷贝到应用缓冲区，上下文从内核态转为用户态，read()返回
4. 用户进程通过write()方法发起调用，上下文从用户态转为内核态
5. CPU将应用缓冲区中数据拷贝到socket缓冲区
6. DMA控制器把数据从socket缓冲区拷贝到网卡，上下文从内核态切换回用户态，write()返回

从上面我们可以看到，一次简单的IO过程产生了4次上下文切换，这个无疑在高并发场景下会对性能产生较大的影响。

DMA拷贝

因为对于一个IO操作而言，都是通过CPU发出对应的指令来完成，但是相比CPU来说，IO的速度太慢了，CPU有大量的时间处于等待IO的状态。

因此就产生了DMA（Direct Memory Access）直接内存访问技术，本质上来说他就是一块主板上独立的芯片，通过它来进行内存和IO设备的数据传输，从而减少CPU的等待时间。

但是无论谁来拷贝，频繁的拷贝耗时也是对性能的影响。

零拷贝

下面就是我们的重点了

零拷贝技术是指计算机执行操作时，CPU不需要先将数据从某处内存复制到另一个特定区域，这种技术通常用于通过网络传输文件时节省CPU周期和内存带宽。

那么对于零拷贝而言，并非真的是完全没有数据拷贝的过程，只不过是减少用户态和内核态的切换次数以及CPU拷贝的次数。

下面有几种常见的零拷贝技术

mmap+write

mmap+write简单来说就是使用mmap替换了read+write中的read操作，减少了一次CPU的拷贝。

mmap主要实现方式是将读缓冲区的地址和用户缓冲区的地址进行映射，内核缓冲区和应用缓冲区共享，从而减少了从读缓冲区到用户缓冲区的一次CPU拷贝。（mmap也叫内存映射）

整个过程发生了4次用户态和内核态的上下文切换和3次拷贝，具体流程如下：

1. 用户进程通过mmap()方法向操作系统发起调用，上下文从用户态转向内核态
2. DMA控制器把数据从硬盘中拷贝到读缓冲区
3. 上下文从内核态转为用户态，mmap调用返回
4. 用户进程通过write()方法发起调用，上下文从用户态转为内核态
5. CPU将读缓冲区中数据拷贝到socket缓冲区
6. DMA控制器把数据从socket缓冲区拷贝到网卡，上下文从内核态切换回用户态，write()返回

mmap的方式节省了一次CPU拷贝，同时由于用户进程中的内存是虚拟的，只是映射到内核的读缓冲区，所以可以节省一半的内存空间，比较适合大文件的传输。

sendfile

相比mmap来说，sendfile同样减少了一次CPU拷贝，而且还减少了2次上下文切换。

sendfile是Linux2.1内核版本后引入的一个系统调用函数，通过使用sendfile数据可以直接在内核空间进行传输，因此避免了用户空间和内核空间的拷贝，同时由于使用sendfile替代了read+write从而节省了一次系统调用，也就是2次上下文切换。

整个过程发生了2次用户态和内核态的上下文切换和3次拷贝，具体流程如下：

1. 用户进程通过sendfile()方法向操作系统发起调用，上下文从用户态转向内核态
2. DMA控制器把数据从硬盘中拷贝到读缓冲区
3. CPU将读缓冲区中数据拷贝到socket缓冲区
4. DMA控制器把数据从socket缓冲区拷贝到网卡，上下文从内核态切换回用户态，sendfile调用返回

sendfile方法IO数据对用户空间完全不可见，所以只能适用于完全不需要用户空间处理的情况，比如静态文件服务器。

sendfile+DMA Scatter/Gather

Linux2.4内核版本之后对sendfile做了进一步优化，通过引入新的硬件支持，这个方式叫做DMA Scatter/Gather 分散/收集功能。

它将读缓冲区中的数据描述信息--内存地址和偏移量记录到socket缓冲区，由 DMA 根据这些将数据从读缓冲区拷贝到网卡，相比之前版本减少了一次CPU拷贝的过程

整个过程发生了2次用户态和内核态的上下文切换和2次拷贝，其中更重要的是完全没有CPU拷贝，具体流程如下：

1. 用户进程通过sendfile()方法向操作系统发起调用，上下文从用户态转向内核态
2. DMA控制器利用scatter把数据从硬盘中拷贝到读缓冲区离散存储
3. CPU把读缓冲区中的文件描述符和数据长度发送到socket缓冲区
4. DMA控制器根据文件描述符和数据长度，使用scatter/gather把数据从内核缓冲区拷贝到网卡
5. sendfile()调用返回，上下文从内核态切换回用户态

DMA gather和sendfile一样数据对用户空间不可见，而且需要硬件支持，同时输入文件描述符只能是文件，但是过程中完全没有CPU拷贝过程，极大提升了性能。

应用场景

对于MQ而言，无非就是生产者发送数据到MQ然后持久化到磁盘，之后消费者从MQ读取数据。

对于RocketMQ来说这两个步骤使用的是mmap+write，而Kafka则是使用mmap+write持久化数据，发送数据使用sendfile。

总结

由于CPU和IO速度的差异问题，产生了DMA技术，通过DMA搬运来减少CPU的等待时间。

传统的IOread+write方式会产生2次DMA拷贝+2次CPU拷贝，同时有4次上下文切换。

而通过mmap+write方式则产生2次DMA拷贝+1次CPU拷贝，4次上下文切换，通过内存映射减少了一次CPU拷贝，可以减少内存使用，适合大文件的传输。

sendfile方式是新增的一个系统调用函数，产生2次DMA拷贝+1次CPU拷贝，但是只有2次上下文切换。因为只有一次调用，减少了上下文的切换，但是用户空间对IO数据不可见，适用于静态文件服务器。

sendfile+DMA gather方式产生2次DMA拷贝，没有CPU拷贝，而且也只有2次上下文切换。虽然极大地提升了性能，但是需要依赖新的硬件设备支持。

阿里二面：什么是mmap？ - 知乎 (zhihu.com) (opens new window)