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源碼精品專欄
來源：jianshu.com/p/ef418ccf2f7d
到底什麼是“IO Block”
BIO
NIO
IO多路複用
select
poll
用epoll實現的IO多路複用
epoll的優勢
水平觸發和邊沿觸發
再來思考一下什麼是“Block”
總結
本文從操作系統的角度來解釋BIO，NIO，AIO的概念，含義和背後的那些事。本文主要分爲3篇。
第一篇 講解BIO和NIO以及IO多路複用
第二篇 講解磁盤IO和AIO
第三篇 講解在這些機制上的一些應用的實現方式，比如nginx，nodejs，Java NIO等
到底什麼是“IO Block”
很多人說BIO不好，會“block”，但到底什麼是IO的Block呢？考慮下面兩種情況：
用系統調用
read從socket裏讀取一段數據用系統調用
read從一個磁盤文件讀取一段數據到內存
如果你的直覺告訴你，這兩種都算“Block”，那麼很遺憾，你的理解與Linux不同。Linux認爲：
對於第一種情況，算作block，因爲Linux無法知道網絡上對方是否會發數據。如果沒數據發過來，對於調用
read的程序來說，就只能“等”。對於第二種情況，不算做block。
是的，對於磁盤文件IO，Linux總是不視作Block。
你可能會說，這不科學啊，磁盤讀寫偶爾也會因爲硬件而卡殼啊，怎麼能不算Block呢？但實際就是不算。
“一個解釋是，所謂“Block”是指操作系統可以預見這個Block會發生纔會主動Block。例如當讀取TCP連接的數據時，如果發現Socket buffer裏沒有數據就可以確定定對方還沒有發過來，於是Block；而對於普通磁盤文件的讀寫，也許磁盤運作期間會抖動，會短暫暫停，但是操作系統無法預見這種情況，只能視作不會Block，照樣執行。
基於這個基本的設定，在討論IO時，一定要嚴格區分網絡IO和磁盤文件IO。NIO和後文講到的IO多路複用只對網絡IO有意義。
“嚴格的說，O_NONBLOCK和IO多路複用，對標準輸入輸出描述符、管道和FIFO也都是有效的。但本文側重於討論高性能網絡服務器下各種IO的含義和關係，所以本文做了簡化，只提及網絡IO和磁盤文件IO兩種情況。
本文先着重講一下網絡IO。
BIO
有了Block的定義，就可以討論BIO和NIO了。BIO是Blocking IO的意思。在類似於網絡中進行read, write, connect一類的系統調用時會被卡住。
舉個例子，當用read去讀取網絡的數據時，是無法預知對方是否已經發送數據的。因此在收到數據之前，能做的只有等待，直到對方把數據發過來，或者等到網絡超時。
對於單線程的網絡服務，這樣做就會有卡死的問題。因爲當等待時，整個線程會被掛起，無法執行，也無法做其他的工作。
“順便說一句，這種Block是不會影響同時運行的其他程序（進程）的，因爲現代操作系統都是多任務的，任務之間的切換是搶佔式的。這裏Block只是指Block當前的進程。
於是，網絡服務爲了同時響應多個併發的網絡請求，必須實現爲多線程的。每個線程處理一個網絡請求。線程數隨着併發連接數線性增長。這的確能奏效。實際上2000年之前很多網絡服務器就是這麼實現的。但這帶來兩個問題：
線程越多，Context Switch就越多，而Context Switch是一個比較重的操作，會無謂浪費大量的CPU。
每個線程會佔用一定的內存作爲線程的棧。比如有1000個線程同時運行，每個佔用1MB內存，就佔用了1個G的內存。
“也許現在看來1GB內存不算什麼，現在服務器上百G內存的配置現在司空見慣了。但是倒退20年，1G內存是很金貴的。並且，儘管現在通過使用大內存，可以輕易實現併發1萬甚至10萬的連接。但是水漲船高，如果是要單機撐1千萬的連接呢？
問題的關鍵在於，當調用read接受網絡請求時，有數據到了就用，沒數據到時，實際上是可以幹別的。使用大量線程，僅僅是因爲Block發生，沒有其他辦法。
當然你可能會說，是不是可以弄個線程池呢？這樣既能併發的處理請求，又不會產生大量線程。但這樣會限制最大併發的連接數。比如你弄4個線程，那麼最大4個線程都Block了就沒法響應更多請求了。
要是操作IO接口時，操作系統能夠總是直接告訴有沒有數據，而不是Block去等就好了。於是，NIO登場。
NIO
NIO是指將IO模式設爲“Non-Blocking”模式。在Linux下，一般是這樣：
void setnonblocking(int fd) {
int flags = fcntl(fd, F_GETFL, 0);
fcntl(fd, F_SETFL, flags | O_NONBLOCK);
}
“再強調一下，以上操作只對socket對應的文件描述符有意義；對磁盤文件的文件描述符做此設置總會成功，但是會直接被忽略。
這時，BIO和NIO的區別是什麼呢？
在BIO模式下，調用read，如果發現沒數據已經到達，就會Block住。
在NIO模式下，調用read，如果發現沒數據已經到達，就會立刻返回-1, 並且errno被設爲EAGAIN。
“在有些文檔中寫的是會返回
EWOULDBLOCK。實際上，在Linux下EAGAIN和EWOULDBLOCK是一樣的，即#define EWOULDBLOCK EAGAIN
於是，一段NIO的代碼，大概就可以寫成這個樣子。
struct timespec sleep_interval{.tv_sec = 0, .tv_nsec = 1000};
ssize_t nbytes;
while (1) {
/* 嘗試讀取 */
if ((nbytes = read(fd, buf, sizeof(buf))) < 0) {
if (errno == EAGAIN) { // 沒數據到
perror("nothing can be read");
} else {
perror("fatal error");
exit(EXIT_FAILURE);
}
} else { // 有數據
process_data(buf, nbytes);
}
// 處理其他事情，做完了就等一會，再嘗試
nanosleep(sleep_interval, NULL);
}
這段代碼很容易理解，就是輪詢，不斷的嘗試有沒有數據到達，有了就處理，沒有(得到EWOULDBLOCK或者EAGAIN)就等一小會再試。這比之前BIO好多了，起碼程序不會被卡死了。
但這樣會帶來兩個新問題：
如果有大量文件描述符都要等，那麼就得一個一個的read。這會帶來大量的Context Switch（
read是系統調用，每調用一次就得在用戶態和核心態切換一次）休息一會的時間不好把握。這裏是要猜多久之後數據才能到。等待時間設的太長，程序響應延遲就過大；設的太短，就會造成過於頻繁的重試，乾耗CPU而已。
要是操作系統能一口氣告訴程序，哪些數據到了就好了。
於是IO多路複用被搞出來解決這個問題。
IO多路複用
IO多路複用（IO Multiplexing) 是這麼一種機制：程序註冊一組socket文件描述符給操作系統，表示“我要監視這些fd是否有IO事件發生，有了就告訴程序處理”。
IO多路複用是要和NIO一起使用的。儘管在操作系統級別，NIO和IO多路複用是兩個相對獨立的事情。NIO僅僅是指IO API總是能立刻返回，不會被Blocking；而IO多路複用僅僅是操作系統提供的一種便利的通知機制。操作系統並不會強制這倆必須得一起用——你可以用NIO，但不用IO多路複用，就像上一節中的代碼；也可以只用IO多路複用 + BIO，這時效果還是當前線程被卡住。但是，IO多路複用和NIO是要配合一起使用纔有實際意義。因此，在使用IO多路複用之前，請總是先把fd設爲O_NONBLOCK。
對IO多路複用，還存在一些常見的誤解，比如：
❌IO多路複用是指多個數據流共享同一個Socket。其實IO多路複用說的是多個Socket，只不過操作系統是一起監聽他們的事件而已。
“
多個數據流共享同一個TCP連接的場景的確是有，比如Http2 Multiplexing就是指Http2通訊中中多個邏輯的數據流共享同一個TCP連接。但這與IO多路複用是完全不同的問題。
❌IO多路複用是NIO，所以總是不Block的。其實IO多路複用的關鍵API調用(
select，poll，epoll_wait）總是Block的，正如下文的例子所講。❌IO多路複用和NIO一起減少了IO。實際上，IO本身（網絡數據的收發）無論用不用IO多路複用和NIO，都沒有變化。請求的數據該是多少還是多少；網絡上該傳輸多少數據還是多少數據。IO多路複用和NIO一起僅僅是解決了調度的問題，避免CPU在這個過程中的浪費，使系統的瓶頸更容易觸達到網絡帶寬，而非CPU或者內存。要提高IO吞吐，還是提高硬件的容量（例如，用支持更大帶寬的網線、網卡和交換機）和依靠併發傳輸（例如HDFS的數據多副本併發傳輸）。
操作系統級別提供了一些接口來支持IO多路複用，最老掉牙的是select和poll。
select
select長這樣：
int select(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);
它接受3個文件描述符的數組，分別監聽讀取(readfds)，寫入(writefds)和異常(expectfds)事件。那麼一個 IO多路複用的代碼大概是這樣：
struct timeval tv = {.tv_sec = 1, .tv_usec = 0};
ssize_t nbytes;
while(1) {
FD_ZERO(&read_fds);
setnonblocking(fd1);
setnonblocking(fd2);
FD_SET(fd1, &read_fds);
FD_SET(fd2, &read_fds);
// 把要監聽的fd拼到一個數組裏，而且每次循環都得重來一次...
if (select(FD_SETSIZE, &read_fds, NULL, NULL, &tv) < 0) { // block住，直到有事件到達
perror("select出錯了");
exit(EXIT_FAILURE);
}
for (int i = 0; i < FD_SETSIZE; i++) {
if (FD_ISSET(i, &read_fds)) {
/* 檢測到第[i]個讀取fd已經收到了，這裏假設buf總是大於到達的數據，所以可以一次read完 */
if ((nbytes = read(i, buf, sizeof(buf))) >= 0) {
process_data(nbytes, buf);
} else {
perror("讀取出錯了");
exit(EXIT_FAILURE);
}
}
}
}
首先，爲了select需要構造一個fd數組（這裏爲了簡化，沒有構造要監聽寫入和異常事件的fd數組）。之後，用select監聽了read_fds中的多個socket的讀取時間。調用select後，程序會Block住，直到一個事件發生了，或者等到最大1秒鐘(tv定義了這個時間長度）就返回。之後，需要遍歷所有註冊的fd，挨個檢查哪個fd有事件到達(FD_ISSET返回true)。如果是，就說明數據已經到達了，可以讀取fd了。讀取後就可以進行數據的處理。
select有一些髮指的缺點：
select能夠支持的最大的fd數組的長度是1024。這對要處理高併發的web服務器是不可接受的。fd數組按照監聽的事件分爲了3個數組，爲了這3個數組要分配3段內存去構造，而且每次調用
select前都要重設它們（因爲select會改這3個數組)；調用select後，這3數組要從用戶態複製一份到內核態；事件到達後，要遍歷這3數組。很不爽。select返回後要挨個遍歷fd，找到被“SET”的那些進行處理。這樣比較低效。select是無狀態的，即每次調用select，內核都要重新檢查所有被註冊的fd的狀態。select返回後，這些狀態就被返回了，內核不會記住它們；到了下一次調用，內核依然要重新檢查一遍。於是查詢的效率很低。
poll
poll與select類似於。它大概長這樣：
int poll(struct pollfd *fds, nfds_t nfds, int timeout);
poll的代碼例子和select差不多，因此也就不贅述了。有意思的是poll這個單詞的意思是“輪詢”，所以很多中文資料都會提到對IO進行“輪詢”。
“上面說的select和下文說的epoll本質上都是輪詢。
poll優化了select的一些問題。比如不再有3個數組，而是1個polldfd結構的數組了，並且也不需要每次重設了。數組的個數也沒有了1024的限制。但其他的問題依舊：
依然是無狀態的，性能的問題與
select差不多一樣；應用程序仍然無法很方便的拿到那些“有事件發生的fd“，還是需要遍歷所有註冊的fd。
目前來看，高性能的web服務器都不會使用select和poll。他們倆存在的意義僅僅是“兼容性”，因爲很多操作系統都實現了這兩個系統調用。
如果是追求性能的話，在BSD/macOS上提供了kqueue api；在Salorias中提供了/dev/poll（可惜該操作系統已經涼涼)；而在Linux上提供了epoll api。它們的出現徹底解決了select和poll的問題。Java NIO，nginx等在對應的平臺的上都是使用這些api實現。
因爲大部分情況下我會用Linux做服務器，所以下文以Linux epoll爲例子來解釋多路複用是怎麼工作的。
用epoll實現的IO多路複用
epoll是Linux下的IO多路複用的實現。這裏單開一章是因爲它非常有代表性，並且Linux也是目前最廣泛被作爲服務器的操作系統。細緻的瞭解epoll對整個IO多路複用的工作原理非常有幫助。
與select和poll不同，要使用epoll是需要先創建一下的。
int epfd = epoll_create(10);
epoll_create在內核層創建了一個數據表，接口會返回一個“epoll的文件描述符”指向這個表。注意，接口參數是一個表達要監聽事件列表的長度的數值。但不用太在意，因爲epoll內部隨後會根據事件註冊和事件註銷動態調整epoll中表格的大小。
epoll創建
爲什麼epoll要創建一個用文件描述符來指向的表呢？這裏有兩個好處：
epoll是有狀態的，不像
select和poll那樣每次都要重新傳入所有要監聽的fd，這避免了很多無謂的數據複製。epoll的數據是用接口epoll_ctl來管理的（增、刪、改）。epoll文件描述符在進程被fork時，子進程是可以繼承的。這可以給對多進程共享一份epoll數據，實現並行監聽網絡請求帶來便利。但這超過了本文的討論範圍，就此打住。
epoll創建後，第二步是使用epoll_ctl接口來註冊要監聽的事件。
int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);
其中第一個參數就是上面創建的epfd。第二個參數op表示如何對文件名進行操作，共有3種。
EPOLL_CTL_ADD- 註冊一個事件EPOLL_CTL_DEL- 取消一個事件的註冊EPOLL_CTL_MOD- 修改一個事件的註冊
第三個參數是要操作的fd，這裏必須是支持NIO的fd（比如socket）。
第四個參數是一個epoll_event的類型的數據，表達了註冊的事件的具體信息。
typedef union epoll_data {
void *ptr;
int fd;
uint32_t u32;
uint64_t u64;
} epoll_data_t;
struct epoll_event {
uint32_t events; /* Epoll events */
epoll_data_t data; /* User data variable */
};
比方說，想關注一個fd1的讀取事件事件，並採用邊緣觸發(下文會解釋什麼是邊緣觸發），大概要這麼寫：
struct epoll_data ev;
ev.events = EPOLLIN | EPOLLET; // EPOLLIN表示讀事件；EPOLLET表示邊緣觸發
ev.data.fd = fd1;
通過epoll_ctl就可以靈活的註冊/取消註冊/修改註冊某個fd的某些事件。
管理fd事件註冊
第三步，使用epoll_wait來等待事件的發生。
int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event *evlist, int maxevents, int timeout);
特別留意，這一步是"block"的。只有當註冊的事件至少有一個發生，或者timeout達到時，該調用纔會返回。這與select和poll幾乎一致。但不一樣的地方是evlist，它是epoll_wait的返回數組，裏面只包含那些被觸發的事件對應的fd，而不是像select和poll那樣返回所有註冊的fd。
監聽fd事件
綜合起來，一段比較完整的epoll代碼大概是這樣的。
#define MAX_EVENTS 10
struct epoll_event ev, events[MAX_EVENTS];
int nfds, epfd, fd1, fd2;
// 假設這裏有兩個socket，fd1和fd2，被初始化好。
// 設置爲non blocking
setnonblocking(fd1);
setnonblocking(fd2);
// 創建epoll
epfd = epoll_create(MAX_EVENTS);
if (epollfd == -1) {
perror("epoll_create1");
exit(EXIT_FAILURE);
}
//註冊事件
ev.events = EPOLLIN | EPOLLET;
ev.data.fd = fd1;
if (epoll_ctl(epollfd, EPOLL_CTL_ADD, fd1, &ev) == -1) {
perror("epoll_ctl: error register fd1");
exit(EXIT_FAILURE);
}
if (epoll_ctl(epollfd, EPOLL_CTL_ADD, fd2, &ev) == -1) {
perror("epoll_ctl: error register fd2");
exit(EXIT_FAILURE);
}
// 監聽事件
for (;;) {
nfds = epoll_wait(epdf, events, MAX_EVENTS, -1);
if (nfds == -1) {
perror("epoll_wait");
exit(EXIT_FAILURE);
}
for (n = 0; n < nfds; ++n) { // 處理所有發生IO事件的fd
process_event(events[n].data.fd);
// 如果有必要，可以利用epoll_ctl繼續對本fd註冊下一次監聽，然後重新epoll_wait
}
}
此外，epoll的手冊 中也有一個簡單的例子。
所有的基於IO多路複用的代碼都會遵循這樣的寫法：註冊——監聽事件——處理——再註冊，無限循環下去。
epoll的優勢
爲什麼epoll的性能比select和poll要強呢？select和poll每次都需要把完成的fd列表傳入到內核，迫使內核每次必須從頭掃描到尾。而epoll完全是反過來的。epoll在內核的數據被建立好了之後，每次某個被監聽的fd一旦有事件發生，內核就直接標記之。epoll_wait調用時，會嘗試直接讀取到當時已經標記好的fd列表，如果沒有就會進入等待狀態。
同時，epoll_wait直接只返回了被觸發的fd列表，這樣上層應用寫起來也輕鬆愉快，再也不用從大量註冊的fd中篩選出有事件的fd了。
簡單說就是select和poll的代價是**"O(所有註冊事件fd的數量)"，而epoll的代價是"O(發生事件fd的數量)"**。於是，高性能網絡服務器的場景特別適合用epoll來實現——因爲大多數網絡服務器都有這樣的模式：同時要監聽大量（幾千，幾萬，幾十萬甚至更多）的網絡連接，但是短時間內發生的事件非常少。
但是，假設發生事件的fd的數量接近所有註冊事件fd的數量，那麼epoll的優勢就沒有了，其性能表現會和poll和select差不多。
epoll除了性能優勢，還有一個優點——同時支持水平觸發(Level Trigger)和邊沿觸發(Edge Trigger)。
水平觸發和邊沿觸發
默認情況下，epoll使用水平觸發，這與select和poll的行爲完全一致。在水平觸發下，epoll頂多算是一個“跑得更快的poll”。
而一旦在註冊事件時使用了EPOLLET標記（如上文中的例子），那麼將其視爲邊沿觸發（或者有地方叫邊緣觸發，一個意思）。那麼到底什麼水平觸發和邊沿觸發呢？
考慮下圖中的例子。有兩個socket的fd——fd1和fd2。我們設定監聽f1的“水平觸發讀事件“，監聽fd2的”邊沿觸發讀事件“。我們使用在時刻t1，使用epoll_wait監聽他們的事件。在時刻t2時，兩個fd都到了100bytes數據，於是在時刻t3, epoll_wait返回了兩個fd進行處理。在t4，我們故意不讀取所有的數據出來，只各自讀50bytes。然後在t5重新註冊兩個事件並監聽。在t6時，只有fd1會返回，因爲fd1裏的數據沒有讀完，仍然處於“被觸發”狀態；而fd2不會被返回，因爲沒有新數據到達。
水平觸發和邊沿觸發
這個例子很明確的顯示了水平觸發和邊沿觸發的區別。
水平觸發只關心文件描述符中是否還有沒完成處理的數據，如果有，不管怎樣
epoll_wait，總是會被返回。簡單說——水平觸發代表了一種“狀態”。邊沿觸發只關心文件描述符是否有新的事件產生，如果有，則返回；如果返回過一次，不管程序是否處理了，只要沒有新的事件產生，
epoll_wait不會再認爲這個fd被“觸發”了。簡單說——邊沿觸發代表了一個“事件”。“
那麼邊沿觸發怎麼才能迫使新事件產生呢？一般需要反覆調用
read/write這樣的IO接口，直到得到了EAGAIN錯誤碼，再去嘗試epoll_wait纔有可能得到下次事件。
那麼爲什麼需要邊沿觸發呢？
邊沿觸發把如何處理數據的控制權完全交給了開發者，提供了巨大的靈活性。比如，讀取一個http的請求，開發者可以決定只讀取http中的headers數據就停下來，然後根據業務邏輯判斷是否要繼續讀（比如需要調用另外一個服務來決定是否繼續讀）。而不是次次被socket尚有數據的狀態煩擾；寫入數據時也是如此。比如希望將一個資源A寫入到socket。當socket的buffer充足時，epoll_wait會返回這個fd是準備好的。但是資源A此時不一定準備好。如果使用水平觸發，每次經過epoll_wait也總會被打擾。在邊沿觸發下，開發者有機會更精細的定製這裏的控制邏輯。
但不好的一面時，邊沿觸發也大大的提高了編程的難度。一不留神，可能就會miss掉處理部分socket數據的機會。如果沒有很好的根據EAGAIN來“重置”一個fd，就會造成此fd永遠沒有新事件產生，進而導致餓死相關的處理代碼。
再來思考一下什麼是“Block”
上面的所有介紹都在圍繞如何讓網絡IO不會被Block。但是網絡IO處理僅僅是整個數據處理中的一部分。如果你留意到上文例子中的“處理事件”代碼，就會發現這裏可能是有問題的。
處理代碼有可能需要讀寫文件，可能會很慢，從而干擾整個程序的效率；
處理代碼有可能是一段複雜的數據計算，計算量很大的話，就會卡住整個執行流程；
處理代碼有bug，可能直接進入了一段死循環……
這時你會發現，這裏的Block和本文之初講的O_NONBLOCK是不同的事情。在一個網絡服務中，如果處理程序的延遲遠遠小於網絡IO，那麼這完全不成問題。但是如果處理程序的延遲已經大到無法忽略了，就會對整個程序產生很大的影響。這時IO多路複用已經不是問題的關鍵。
試分析和比較下面兩個場景：
web proxy。程序通過IO多路複用接收到了請求之後，直接轉發給另外一個網絡服務。
web server。程序通過IO多路複用接收到了請求之後，需要讀取一個文件，並返回其內容。
它們有什麼不同？它們的瓶頸可能出在哪裏？
總結
小結一下本文：
對於socket的文件描述符纔有所謂BIO和NIO。
多線程+BIO模式會帶來大量的資源浪費，而NIO+IO多路複用可以解決這個問題。
在Linux下，基於epoll的IO多路複用是解決這個問題的最佳方案；epoll相比
select和poll有很大的性能優勢和功能優勢，適合實現高性能網絡服務。
但是IO多路複用僅僅是解決了一部分問題，另外一部分問題如何解決呢？且聽下回分解。
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