UNIX I/O Models	阻塞/非阻塞	对应JAVA IO说明
blocking I/O	阻塞	BIO
nonblocking I/O	非阻塞	NIO
I/O multiplexing	阻塞	AIO和NIO的底层都是用epoll，这是JDK又进行了一层封装使之成为了非阻塞式的。
asynchronous I/O	非阻塞	AIO
SIGIO	非阻塞

在介绍I/O models前，先对Socket的读取操作做简单说明，通常来说包括如下两个操作：

1. wait for data：等待数据从网络中到达，当数据到达后就会将器复制到内核中的某个缓冲区；

2. copy data from kernel to user：把数据从内核缓冲区复制到应用进程的缓冲区，这个过程虽然阻塞的，但是这个内存的拷贝是及其快的。

2.1.1 blocking I/O

由上图可知，应用进程从调用recvfrom()到它返回的这整段时间内都是阻塞的，主要阻塞在wait for data这个过程。当应用进程有返回值(return OK)的时候，应用进程已经读完数据了。

当然也可能因系统调用被信号终端导致调用发生错误。

2.1.2 nonblocking I/O

由上图可知，应用进程调用recvfrom的时候没有数据可返回则立即返回EWOULDBLOCK，而不是一直等着。

2.1.3 I/O Multiplexing Model

IO多路复用也是阻塞式的，应用进程阻塞在select调用，等待数据报套接字变为可读后，应用进程才会立即调用recvfrom读取数据。

从这里看I/O多路复用还不如BIO，因为它比BIO多一次select的系统调用，BIO只有一次recvfrom的系统调用。从后面的IO多路复用的进一步描述可知select的优势在于可以等待多个fd描述符就绪。

2.1.4 SIGIO

非阻塞式IO。应用进程通过sigaction的系统调用告知内核在数据就绪发送SIGIO信号来通知下，这个sigaction调用完就立马返回了。等内核数据就绪后，内核在通过信号告知应用进程来取数据。

2.1.5 asynchronous I/O

AIO和SIGIO一样也是非阻塞的，与SIGIO的差别在于：SIGIO是由内核通知应用进程什么时候去启动recvfrom这个IO操作，而AIO是由内核通知应用进程I/O操作何时完成(即这时候数据已经从内核拷贝到了用户态)，可以仔细对比下两张图。

2.2 IO多路复用

以TCP socket通信为例来介绍从"BIO"到"I/O多路复用"的引进过程。

2.2.1 从同步阻塞到同步非阻塞

如上示例为"单线程+BIO"。由于accept()和read()都会阻塞，所以当client1在与server交互的过程中，client2就会被阻塞住。例如client1在connect()连接握手耗时或者是client1一直在write发数据到server，这时候client2就会一直阻塞等待。

Q：那么是否可以通过多线程来解决多client被阻塞的问题呢？

A：可以但不完全可以。因为多线程可能会存在线程浪费，线程调度也是个麻烦事。例如来一个client连接就建立一个线程，如果有1000个client就得创建1000个线程，但是实际上可能只有两三个client和server端在通信，这时候就会浪费很多线程资源。

那么我们再来看看，不阻塞会怎样呢？

不阻塞accept()，client1调用connect()的时候client2也可以调用，当他们connect()成功了就将socket fd放到fd_list集合里，后面再去轮询这个list集合，通过系统调用去读每个fd看是否有数据到达(在上面“UNIX I/O Models”中介绍过socket数据读取的两个主要过程)。

这种不阻塞的方式虽然能解决“单个 socket 阻塞影响其他socket的问题”，但是不断的遍历，不断的进行系统调用是会有一定的开销的，特别是在没有数据到来却一直在进行系统调用的时候，这种方式的缺点表现地尤为明显。

如何优雅的解决呢？这时候就引入了I/O多路复用。

2.2.2 select

（TODO）

// 返回值 > 0，已就续的文件描述符；等于0，超时；小于0，出错 

int select(int __fd_count, fd_set* __read_fds, fd_set* __write_fds, fd_set* __exception_fds, struct timeval* __timeout);

select获取就绪事件的几个参数说明如下：

1. __fd_count：3个监听集合的文件描述符最大值+1，告诉内核查询的fd就__fd_count；

2. fd_set* __read_fds：要监听的可读文件描述符集合；

3. fd_set* __write_fds：要监听的可写文件描述符集合；

4. fd_set* __exception_fds：要监听的异常文件描述符集合

5. struct timeval* __timeout：本次调用的超时时间。如果大于0，则表示超时等待的时间；如果等于0，则表示立即去判断是否有就绪事件到来；如果小于0，则表示一直等待，直到有就绪事件到来。

select阻塞调用的实现过程：

(1) 将fds从用户态拷贝到内核空间。

(2) 内核遍历一遍fds集合。

如果有就绪的fd就会把就绪的fd数目返回给用户空间；
如果发现没有就绪的fd就会将当前的用户进程给阻塞起来。当客户端向服务端发送的数据到达服务端的网卡后，服务端网卡会通过DMA的方式将这个数据写到指定的内存中，处理完成之后会通过中断信号告诉CPU有新的数据到达，CPU收到中断信号后会进行响应中断处理。根据数据包中的ip/端口找到对应的socket，再将数据保存到对应的socket接收队列，然后再检查这个socket队列里是否有用户进程在阻塞等待中，如果有的话就会唤醒这个进程。用户进程唤醒之后就会再检查一遍fds集合，如果有就绪的fd，就会给这个fd打上标记然后结束阻塞返回给用户空间。

fd_set

select的返回值是int，表示有几个fd是就绪的，那么哪些fd是就绪的呢，这时候就需要fd_set了。fd_set的本质是一个使用long类型数组实现的位图。数组的size为__FD_SETSIZE / (8 * sizeof(long)) = 16，即16个long，每个long为64位，因此这个fd_set的位图最大可以表示16 * 64 = 1024位。

同一个fd_set表达了两种意思，例如：

// 入参时传入的 fd_set* __read_fds：如下表 fd为2和4的fd是传入者感兴趣想监听的

0 0 0 0 0 1 1 0

// 回参时这个 fd_set* __read_fds表示fd为2的已经就绪

0 0 0 0 0 0 1 0

// include/linux/types.h
typedef __kernel_fd_set		fd_set;

// include/uapi/linux/posix_types.h
#undef __FD_SETSIZE
#define __FD_SETSIZE	1024

typedef struct 
	unsigned long fds_bits[__FD_SETSIZE / (8 * sizeof(long))]; 
 __kernel_fd_set;

Select

将socket是否就绪检查逻辑下沉到操作系统层面，避免大量系统调用。只能知道事件已就绪，但是不知道具体是哪个fd，得遍历找到这些就绪的fd

优点

不需要对每个fd都进行一次系统调用，解决了频繁的用户态内核态切换问题

缺点

(1) 单进程监听的fd存在限制，默认1024；

(2) 每次调用需要将FD从用户态拷贝到内核态不知道具体是哪个文件描述符就绪，需要遍历全部文件描述符;

(3) 入参的3个fdset 集合每次调用都需要重置