直接文件IO
與其他現代操作系統內核一樣，Linux內核實現了一個複雜的緩存、緩衝以及設備和應用之間的I/O管理的層次結構。一個高性能應用可能希望越過這些複雜的層次結構並進行獨立的I/O管理，如數據庫系統，比較傾向於使用他們自己的緩存機制，以儘可能的減少操作系統的影響。
系統提供O_DIRECT標誌給open系統調用，會繞過內核的頁面緩存，直接啓動用戶空間的緩衝區與設備之間的IO，所有IO將會同步，直到操作完成後才返回。執行直接IO，請求的長度、緩衝區的調整、文件的偏移量必須是底層設備扇區的大小。
分散聚集I/O
散佈聚集I/O是一種可以在單次系統調用中操作多塊緩衝區的I/O方法，可以將單個數據流的內容寫到多個緩衝區，或者把單個數據流讀到多個緩衝區中。這樣命名是因爲數據被散佈到一個緩衝區向量，或者從一個緩衝區向量聚集。這種方法的另一個名字是向量I/O。相對的，第二章提到的標準讀寫系統調用可以稱作線性I/O。
效率：單個向量I/O 操作能代替多個線性I/O 操作。
性能：除了系統調用次數的降低，由於內部優化，向量I /O 比線性I/O 提供更好的性能。
原子性：不同於多個線性I/O 操作，一個進程可以執行單個向量I/O操作而且避免了與其它進程交叉操作的風險。
ssize_t readv (int fd, const struct iovec iov, int count);
ssize_t writev (int fd, const struct iovec iov, int count);
除了操作多個緩衝區外， readv()和 writev()的行爲和read()，write() —樣。 每個iovec結構體描述一個獨立的緩衝區，我們稱其爲段。一 組 segm ent的集合稱爲向量(vector)。每個段描述了所要讀寫的緩衝區的
地址和長度。實際上，內核裏的所有I/O 都是向量I/O，read()和 write()是隻有一個向量的向量I/O，且向量中只有一個段。
Memroy Map
存儲映射是內核地址空間與用戶進程地址空間共享物理內存緩衝區，而不在內核和用戶存儲空間之間執行任何複製。mmap()調用請求內核將fd表示的文件中從offset處開始的len個字節數據映射到內存中。Linux系統調用最多6個參數，這是由CPU體系結構和操作系統共同決定的。
void mmap (void addr, size_t len, int prot, int flags, int fd, off_t offset);
addr參數告訴內核映射文件的最佳地址。這僅僅是提示，而不是強制，部分用戶傳遞0。調用返回內存映射區域的開始地址。
prot參數描述了對內存區域所請求的訪問權限。要求的訪存權限不能和打開文件的訪問模式衝突。當權限衝突時，系統發出SIGSEGV信號。
flag 參數描述了映射的類型和一些行爲。比如將addr看做強制性要求、映射區爲進程私有或者共享等
頁是內存中允許具有不同權限和行爲的最小單元。因此，頁是內存映射的基本塊，同時也是進程地址空間的基本塊。所以，映射區域是整數倍個的頁。如果len參數不能按頁對齊（可能因爲需要映射的文件大小不是頁大小的整數倍）映射區域延伸到下個空頁。多出來的內存，即最後一個有效字節和映射區域邊界的區域，用0填充。
sysconf()：標準POSIX規定的獲得頁大小方法是通過sysconf(SC_PAGESIZE)。Linux也提供了 getpagesize()函數來獲得頁大小。
int munmap (void *addr, size_t len);
通常， munmap()的參數是上次mmap()調用的返回值和其參數len。當進程試圖訪問一塊已經無效的映射區域時，系統發出SIGBUS 。
相對於read()，write()，使用mmap()處理文件有很多優點。其中包括：
1，使用read()或write()系統調用需要從用戶緩衝區進行數據讀寫，而使用映射文件進行操作，可以避免多餘的數據拷貝。
2，除了潛在的頁錯誤，讀寫映射文件不會帶來系統調用和上下文切換的開銷。就像直接操作內存一樣簡單。,
3，當多個進程映射同一個對象到內存中，數據在進程間共享。只讀和寫共享的映射在全體中都是共享的；私有可寫的尚未進行寫時拷貝的頁是共享的。
4，在映射對象中搜索只需要一般的指針操作。而不必使用lseek()。基於以上理由，mmap()是很多應用的明智選擇。
使用mmap()時需要注意以下幾點：
1，映射區域的大小通常是頁大小的整數倍。因此，映射文件大小與頁大小的整數倍之間有空間浪費。對於小文件，較大比重的空間被浪費。例如對於4kb的頁，一個7字節的映射浪費了4089字節。
2，存儲映射區域必須在進程地址空間內。對於32位的地址空間，大量的大小各異的映射會導致大量的碎片出現，使得很難找到連續的大片空內存。這個問題在64位地址空間明顯減少。
3，創建和維護映射以及相關的內核數據結構有一定的開銷。通過上節提到的消除讀寫時的不必要拷貝的，這些開銷可以忽略，對於大文件和頻繁訪問的文件更是如此。基於以上理由，處理大文件（浪費的空間只佔很小的比重），或者在文件大小恰好被Page大小整除時（沒有空間浪費）優勢很明顯。
Linux提供了 mremap()來擴大或減少已有映射的大小。這個函數是Linux特有的：
void mremap (void addr, size_t old_size, size_t new_size, unsigned long flags);
POSIX 定義了 mprotect() ， 允許程序改變已有內存區域的權限。在一些系統上， mprotect()只能操作之前由mmap()創建的區域。在 Linux下， mprotect()可以操作任意區域的內存。
int mprotect (const void *addr, size_t len, int prot);
POSIX 提供了一個使用存儲映射機制並與fsync()等價的系統調用： 調用 msync()可以將mmap()生成的映射在內存中的任何修改回寫到磁盤，達到同步內存中的映射和被映射的文件的目的。
int msync (void *addr, size_t len, int flags);
madvise()系統調用，可以讓進程在如何訪問映射區域上給內核一定的提示。內核會據此優化自己的行爲，儘量更好的利用映射區域。
int madvise (void *addr, size_t len, int advice);
預讀當Linux內核訪問磁盤上的文件時，通常會採用衆所周知的預讀（read a-head)來優化自己的操作。也就是說，當文件的某塊內容被加載時，內核也會讀取這塊內容之後的塊。如果隨後有對該塊的訪問請求（例如連續訪問某個文件時）內核可以馬上返回數據。因爲磁盤有緩衝區（磁盤自己也會有預讀行爲)，而且文件通常是連續分佈在磁盤的，這個優化的開銷是很低的。預讀通常是有好處的，但是具體的優化效果依賴於預讀的程度。很大的預讀窗口在連續訪問文件時很有效，而對隨機訪問來講，預讀則是無用的開銷。正如我們在第二章的“內核內幕”一節所討論的，內核會動態的調整預讀窗口，以保證在預讀窗口中一定的命中率。高命中率則意味着最好使用再大一點的預讀窗口，反之則提示使用小一點的預讀窗口。應用程序可以通過madvise()系統調用來影響預讀窗口的大小。
普通文件I/O提示
在普通文件I/O 時，給內核提供操作提示。Linux提供了兩個滿足要求的函數： posix_fadvise()和 readahead()。
int posix_fadvise (int fd, off_t offset, off_t len, int advice);
advice告訴內核，文件的操作是順序的還是隨機的、是一次訪問、多次訪問還是不訪問等等。內核會根據提示作出優化，或者讓用戶更快地獲取數據，或者是讓系統少做無用的優化。
ssize_t readahead (int fd, off64_t offset, size_t count);
readahead()是Linux 所獨有的，用以完成posix_fadvise()使用 POSIX_FADV_WILLNEED選項時同樣的功能。
同步化（Synchronized)，同步（Synchronous)及異步（Asyn¬chronous)操作
同步（synchronous）寫操作在數據全寫到內核緩衝區之前是不會返回的；同步（synchronous)讀操作在數據寫到應用程序在用戶空間的緩衝區之前是不會返回的。
異步（asynchronous）寫操作在用戶空間數據未全部寫入內核時可能就返回了；異步（asynchronous)讀操作在數據準備好之前可能就返回了。
同步化（synchronized） 寫操作把數據寫回硬盤，確保硬盤上的數據和內核緩衝區中的是同步的；同步化（synchronized） 的讀操作總是返回最新的數據（有可能從硬盤中讀取）。
同步阻塞 I/O：最常用的一個模型是同步阻塞 I/O 模型。在這個模型中，用戶空間的應用程序執行一個系統調用，這會導致應用程序阻塞。這意味着應用程序會一直阻塞，直到系統調用完成爲止（數據傳輸完成或發生錯誤）。
同步非阻塞 I/O：同步阻塞 I/O 的一種效率稍低的變種是同步非阻塞 I/O。在這種模型中，設備是以非阻塞的形式打開的。這意味着 I/O 操作不會立即完成，read 操作可能會返回一個錯誤代碼，說明這個命令不能立即滿足（EAGAIN 或 EWOULDBLOCK）
異步阻塞 I/O：另外一個阻塞解決方案是帶有阻塞通知的非阻塞 I/O。在這種模型中，配置的是非阻塞 I/O，然後使用阻塞 select 系統調用來確定一個 I/O 描述符何時有操作。使 select 調用非常有趣的是它可以用來爲多個描述符提供通知，而不僅僅爲一個描述符提供通知。對於每個提示符來說，我們可以請求這個描述符可以寫數據、有讀數據可用以及是否發生錯誤的通知。
異步非阻塞 I/O（AIO）：異步非阻塞 I/O 模型是一種處理與 I/O 重疊進行的模型。讀請求會立即返回，說明 read 請求已經成功發起了。在後臺完成讀操作時，應用程序然後會執行其他處理操作。當 read 的響應到達時，就會產生一個信號或執行一個基於線程的回調函數來完成這次 I/O 處理過程。參考： https://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-async/
執行異步（asynchronous）I/O 需要內核在底層的支持。POSIX 1003.1-2003定義了 aio 接口，幸運的是Linux實現了 aio。 aio 庫提供了一系列函數來實現異步I/O提交以及在完成時收到通知。
Linux只支持使用O_DIRECT標誌打開的文件上的aio。要想在沒有設置O_DIRECT標誌的普通文件上使用aio，我們必須自己來實現。沒有內核的支持，我們只能希望近似實現異步I/O，在實際應用中達到相似的效果。
第一，我們將看到爲什麼應用程序的開發者需要異步I/O：
1，實現非阻塞I/O
2，爲了分離內核的I/O排隊，I/O請求提交，在操作完成時收到通知。
第一點是基於性能的考慮。如果I/O操作永遠不會阻塞，就不會出現I/O超負荷的情況，進程也不必被I/O所束縛。第二點是基於過程的考慮，只是另一種處理I/O的方式。
達到這些目的最常用的方式是線程（調度將在第五六章講到）。這種方法需要完成下列任務：
1，創建一個線程池來處理所有的I/O。
2，實現將I/O操作加入工作隊列的一系列函數。
3，使這些函數返回唯一的I/O描述符，來區分相關的I/O操作。每個工作線程響應隊列首的I/O請求，提交到內核，等待它們完成。
4，完成後，把操作的結果（返回值，錯誤碼，所有讀取的數據）加入到一個結果隊列中。
5，實現一系列從結果隊列中獲取狀態信息的函數，使用最初返回的I/O描述符區分每個操作。