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本文從操作系統(tǒng)的角度來解釋BIO，NIO，AIO的概念，含義和背后的那些事。本文主要分為3篇。

• 第一篇 講解BIO和NIO以及IO多路復用
• 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(xiàn)方式，比如nginx，nodejs，Java NIO等

到底什么是“IO Block”

很多人說BIO不好，會“block”，但到底什么是IO的Block呢？考慮下面兩種情況：

• 用系統(tǒng)調(diào)用read從socket里讀取一段數(shù)據(jù)
• 用系統(tǒng)調(diào)用read從一個磁盤文件讀取一段數(shù)據(jù)到內(nèi)存

如果你的直覺告訴你，這兩種都算“Block”，那么很遺憾，你的理解與Linux不同。Linux認為：

• 對于第一種情況，算作block，因為Linux無法知道網(wǎng)絡上對方是否會發(fā)數(shù)據(jù)。如果沒數(shù)據(jù)發(fā)過來，對于調(diào)用read的程序來說，就只能“等”。
• 對于第二種情況，不算做block。

是的，對于磁盤文件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為硬件而卡殼啊，怎么能不算Block呢？但實際就是不算。

“

一個解釋是，所謂“Block”是指操作系統(tǒng)可以預見這個Block會發(fā)生才會主動Block。例如當讀取TCP連接的數(shù)據(jù)時，如果發(fā)現(xiàn)Socket buffer里沒有數(shù)據(jù)就可以確定定對方還沒有發(fā)過來，于是Block；而對于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(tǒng)無法預見這種情況，只能視作不會Block，照樣執(zhí)行。

基于這個基本的設定，在討論IO時，一定要嚴格區(qū)分網(wǎng)絡IO和磁盤文件IO。NIO和后文講到的IO多路復用只對網(wǎng)絡IO有意義。

“

嚴格的說，O_NONBLOCK和IO多路復用，對標準輸入輸出描述符、管道和FIFO也都是有效的。但本文側(cè)重于討論高性能網(wǎng)絡服務器下各種IO的含義和關系，所以本文做了簡化，只提及網(wǎng)絡IO和磁盤文件IO兩種情況。

本文先著重講一下網(wǎng)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。在類似于網(wǎng)絡中進行read, write, connect一類的系統(tǒng)調(diào)用時會被卡住。

舉個例子，當用read去讀取網(wǎng)絡的數(shù)據(jù)時，是無法預知對方是否已經(jīng)發(fā)送數(shù)據(jù)的。因此在收到數(shù)據(jù)之前，能做的只有等待，直到對方把數(shù)據(jù)發(fā)過來，或者等到網(wǎng)絡超時。

對于單線程的網(wǎng)絡服務，這樣做就會有卡死的問題。因為當?shù)却龝r，整個線程會被掛起，無法執(zhí)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，因為現(xiàn)代操作系統(tǒng)都是多任務的，任務之間的切換是搶占式的。這里Block只是指Block當前的進程。

于是，網(wǎng)絡服務為了同時響應多個并發(fā)的網(wǎng)絡請求，必須實現(xiàn)為多線程的。每個線程處理一個網(wǎng)絡請求。線程數(shù)隨著并發(fā)連接數(shù)線性增長。這的確能奏效。實際上2000年之前很多網(wǎng)絡服務器就是這么實現(xiàn)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。
• 每個線程會占用一定的內(nèi)存作為線程的棧。比如有1000個線程同時運行，每個占用1MB內(nèi)存，就占用了1個G的內(nèi)存。

“

也許現(xiàn)在看來1GB內(nèi)存不算什么，現(xiàn)在服務器上百G內(nèi)存的配置現(xiàn)在司空見慣了。但是倒退20年，1G內(nèi)存是很金貴的。并且，盡管現(xiàn)在通過使用大內(nèi)存，可以輕易實現(xiàn)并發(fā)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？

問題的關鍵在于，當調(diào)用read接受網(wǎng)絡請求時，有數(shù)據(jù)到了就用，沒數(shù)據(jù)到時，實際上是可以干別的。使用大量線程，僅僅是因為Block發(fā)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？這樣既能并發(fā)的處理請求，又不會產(chǎn)生大量線程。但這樣會限制最大并發(fā)的連接數(shù)。比如你弄4個線程，那么最大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(tǒng)能夠總是直接告訴有沒有數(shù)據(jù)，而不是Block去等就好了。于是，NIO登場。

NIO

NIO是指將IO模式設為“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(diào)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(qū)別是什么呢？

在BIO模式下，調(diào)用read，如果發(fā)現(xiàn)沒數(shù)據(jù)已經(jīng)到達，就會Block住。

在NIO模式下，調(diào)用read，如果發(fā)現(xiàn)沒數(shù)據(jù)已經(jīng)到達，就會立刻返回-1, 并且errno被設為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

于是，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(shù)據(jù)到
????????????perror("nothing?can?be?read");
????????}?else?{
????????????perror("fatal?error");
????????????exit(EXIT_FAILURE);
????????}
????}?else?{?//?有數(shù)據(jù)
????????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(shù)據(jù)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，那么就得一個一個的read。這會帶來大量的Context Switch（read是系統(tǒng)調(diào)用，每調(diào)用一次就得在用戶態(tài)和核心態(tài)切換一次）
• 休息一會的時間不好把握。這里是要猜多久之后數(shù)據(jù)才能到。等待時間設的太長，程序響應延遲就過大；設的太短，就會造成過于頻繁的重試，干耗CPU而已。

要是操作系統(tǒng)能一口氣告訴程序，哪些數(shù)據(jù)到了就好了。

于是IO多路復用被搞出來解決這個問題。

IO多路復用

IO多路復用（IO Multiplexing) 是這么一種機制：程序注冊一組socket文件描述符給操作系統(tǒng)，表示“我要監(jiān)視這些fd是否有IO事件發(fā)生，有了就告訴程序處理”。

IO多路復用是要和NIO一起使用的。盡管在操作系統(tǒng)級別，NIO和IO多路復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多路復用僅僅是操作系統(tǒng)提供的一種便利的通知機制。操作系統(tǒng)并不會強制這倆必須得一起用——你可以用NIO，但不用IO多路復用，就像上一節(jié)中的代碼；也可以只用IO多路復用 + BIO，這時效果還是當前線程被卡住。但是，IO多路復用和NIO是要配合一起使用才有實際意義。因此，在使用IO多路復用之前，請總是先把fd設為O_NONBLOCK。

對IO多路復用，還存在一些常見的誤解，比如：

• ?IO多路復用是指多個數(shù)據(jù)流共享同一個Socket。其實IO多路復用說的是多個Socket，只不過操作系統(tǒng)是一起監(jiān)聽他們的事件而已。

  “

  多個數(shù)據(jù)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(shù)據(jù)流共享同一個TCP連接。但這與IO多路復用是完全不同的問題。

• ?IO多路復用是NIO，所以總是不Block的。其實IO多路復用的關鍵API調(diào)用(select，poll，epoll_wait）總是Block的，正如下文的例子所講。

• ?IO多路復用和NIO一起減少了IO。實際上，IO本身（網(wǎng)絡數(shù)據(jù)的收發(fā)）無論用不用IO多路復用和NIO，都沒有變化。請求的數(shù)據(jù)該是多少還是多少；網(wǎng)絡上該傳輸多少數(shù)據(jù)還是多少數(shù)據(jù)。IO多路復用和NIO一起僅僅是解決了調(diào)度的問題，避免CPU在這個過程中的浪費，使系統(tǒng)的瓶頸更容易觸達到網(wǎng)絡帶寬，而非CPU或者內(nèi)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(wǎng)線、網(wǎng)卡和交換機）和依靠并發(fā)傳輸（例如HDFS的數(shù)據(jù)多副本并發(fā)傳輸）。

操作系統(tǒng)級別提供了一些接口來支持IO多路復用，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(shù)組，分別監(jiān)聽讀取(readfds)，寫入(writefds)和異常(expectfds)事件。那么一個 IO多路復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(jiān)聽的fd拼到一個數(shù)組里，而且每次循環(huán)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?????????if?(FD_ISSET(i,?&read_fds))?{
????????????/*?檢測到第[i]個讀取fd已經(jīng)收到了，這里假設buf總是大于到達的數(shù)據(jù)，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，為了select需要構造一個fd數(shù)組（這里為了簡化，沒有構造要監(jiān)聽寫入和異常事件的fd數(shù)組）。之后，用select監(jiān)聽了read_fds中的多個socket的讀取時間。調(diào)用select后，程序會Block住，直到一個事件發(fā)生了，或者等到最大1秒鐘(tv定義了這個時間長度）就返回。之后，需要遍歷所有注冊的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(shù)據(jù)已經(jīng)到達了，可以讀取fd了。讀取后就可以進行數(shù)據(jù)的處理。

select有一些發(fā)指的缺點：

• select能夠支持的最大的fd數(shù)組的長度是1024。這對要處理高并發(fā)的web服務器是不可接受的。
• fd數(shù)組按照監(jiān)聽的事件分為了3個數(shù)組，為了這3個數(shù)組要分配3段內(nèi)存去構造，而且每次調(diào)用select前都要重設它們（因為select會改這3個數(shù)組)；調(diào)用select后，這3數(shù)組要從用戶態(tài)復制一份到內(nèi)核態(tài)；事件到達后，要遍歷這3數(shù)組。很不爽。
• select返回后要挨個遍歷fd，找到被“SET”的那些進行處理。這樣比較低效。
• select是無狀態(tài)的，即每次調(diào)用select，內(nèi)核都要重新檢查所有被注冊的fd的狀態(tài)。select返回后，這些狀態(tài)就被返回了，內(nèi)核不會記住它們；到了下一次調(diào)用，內(nèi)核依然要重新檢查一遍。于是查詢的效率很低。

poll

poll與select類似于。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(zhì)上都是輪詢。

poll優(yōu)化了select的一些問題。比如不再有3個數(shù)組，而是1個polldfd結構的數(shù)組了，并且也不需要每次重設了。數(shù)組的個數(shù)也沒有了1024的限制。但其他的問題依舊：

• 依然是無狀態(tài)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(fā)生的fd“，還是需要遍歷所有注冊的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”，因為很多操作系統(tǒng)都實現(xiàn)了這兩個系統(tǒng)調(diào)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(tǒng)已經(jīng)涼涼)；而在Linux上提供了epoll api。它們的出現(xiàn)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(xiàn)。

因為大部分情況下我會用Linux做服務器，所以下文以Linux epoll為例子來解釋多路復用是怎么工作的。

用epoll實現(xiàn)的IO多路復用

epoll是Linux下的IO多路復用的實現(xiàn)。這里單開一章是因為它非常有代表性，并且Linux也是目前最廣泛被作為服務器的操作系統(tǒng)。細致的了解epoll對整個IO多路復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(chuàng)建一下的。

int?epfd?=?epoll_create(10);

epoll_create在內(nèi)核層創(chuàng)建了一個數(shù)據(jù)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(shù)是一個表達要監(jiān)聽事件列表的長度的數(shù)值。但不用太在意，因為epoll內(nèi)部隨后會根據(jù)事件注冊和事件注銷動態(tài)調(diào)整epoll中表格的大小。

epoll創(chuàng)建

為什么epoll要創(chuàng)建一個用文件描述符來指向的表呢？這里有兩個好處：

• epoll是有狀態(tài)的，不像select和poll那樣每次都要重新傳入所有要監(jiān)聽的fd，這避免了很多無謂的數(shù)據(jù)復制。epoll的數(shù)據(jù)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(shù)據(jù)，實現(xiàn)并行監(jiān)聽網(wǎng)絡請求帶來便利。但這超過了本文的討論范圍，就此打住。

epoll創(chuàng)建后，第二步是使用epoll_ctl接口來注冊要監(jiān)聽的事件。

int?epoll_ctl(int?epfd,?int?op,?int?fd,?struct?epoll_event?*event);

其中第一個參數(shù)就是上面創(chuàng)建的epfd。第二個參數(shù)op表示如何對文件名進行操作，共有3種。

• EPOLL_CTL_ADD - 注冊一個事件
• EPOLL_CTL_DEL - 取消一個事件的注冊
• EPOLL_CTL_MOD - 修改一個事件的注冊

第三個參數(shù)是要操作的fd，這里必須是支持NIO的fd（比如socket）。

第四個參數(shù)是一個epoll_event的類型的數(shù)據(jù)，表達了注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，并采用邊緣觸發(fā)(下文會解釋什么是邊緣觸發(fā)），大概要這么寫：

struct?epoll_data?ev;
ev.events?=?EPOLLIN?|?EPOLLET;?// EPOLLIN表示讀事件；EPOLLET表示邊緣觸發(fā)
ev.data.fd?=?fd1;

通過epoll_ctl就可以靈活的注冊/取消注冊/修改注冊某個fd的某些事件。

管理fd事件注冊

第三步，使用epoll_wait來等待事件的發(fā)生。

int?epoll_wait(int?epfd,?struct?epoll_event?*evlist,?int?maxevents,?int?timeout);

特別留意，這一步是"block"的。只有當注冊的事件至少有一個發(fā)生，或者timeout達到時，該調(diào)用才會返回。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(shù)組，里面只包含那些被觸發(fā)的事件對應的fd，而不是像select和poll那樣返回所有注冊的fd。

監(jiān)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;

//?假設這里有兩個socket，fd1和fd2，被初始化好。
//?設置為non?blocking
setnonblocking(fd1);
setnonblocking(fd2);

//?創(chuàng)建epoll
epfd?=?epoll_create(MAX_EVENTS);
if?(epollfd?==?-1)?{
????perror("epoll_create1");
????exit(EXIT_FAILURE);
}

//注冊事件
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(jiān)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?//?處理所有發(fā)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(xù)對本fd注冊下一次監(jiān)聽，然后重新epoll_wait
????}
}

此外，epoll的手冊 中也有一個簡單的例子。

所有的基于IO多路復用的代碼都會遵循這樣的寫法：注冊——監(jiān)聽事件——處理——再注冊，無限循環(huán)下去。

epoll的優(yōu)勢

為什么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(nèi)核，迫使內(nèi)核每次必須從頭掃描到尾。而epoll完全是反過來的。epoll在內(nèi)核的數(shù)據(jù)被建立好了之后，每次某個被監(jiān)聽的fd一旦有事件發(fā)生，內(nèi)核就直接標記之。epoll_wait調(diào)用時，會嘗試直接讀取到當時已經(jīng)標記好的fd列表，如果沒有就會進入等待狀態(tài)。

同時，epoll_wait直接只返回了被觸發(fā)的fd列表，這樣上層應用寫起來也輕松愉快，再也不用從大量注冊的fd中篩選出有事件的fd了。

簡單說就是select和poll的代價是**"O(所有注冊事件fd的數(shù)量)"，而epoll的代價是"O(發(fā)生事件fd的數(shù)量)"**。于是，高性能網(wǎng)絡服務器的場景特別適合用epoll來實現(xiàn)——因為大多數(shù)網(wǎng)絡服務器都有這樣的模式：同時要監(jiān)聽大量（幾千，幾萬，幾十萬甚至更多）的網(wǎng)絡連接，但是短時間內(nèi)發(fā)生的事件非常少。

但是，假設發(fā)生事件的fd的數(shù)量接近所有注冊事件fd的數(shù)量，那么epoll的優(yōu)勢就沒有了，其性能表現(xiàn)會和poll和select差不多。

epoll除了性能優(yōu)勢，還有一個優(yōu)點——同時支持水平觸發(fā)(Level Trigger)和邊沿觸發(fā)(Edge Trigger)。

水平觸發(fā)和邊沿觸發(fā)

默認情況下，epoll使用水平觸發(fā)，這與select和poll的行為完全一致。在水平觸發(fā)下，epoll頂多算是一個“跑得更快的poll”。

而一旦在注冊事件時使用了EPOLLET標記（如上文中的例子），那么將其視為邊沿觸發(fā)（或者有地方叫邊緣觸發(fā)，一個意思）。那么到底什么水平觸發(fā)和邊沿觸發(fā)呢？

考慮下圖中的例子。有兩個socket的fd——fd1和fd2。我們設定監(jiān)聽f1的“水平觸發(fā)讀事件“，監(jiān)聽fd2的”邊沿觸發(fā)讀事件“。我們使用在時刻t1，使用epoll_wait監(jiān)聽他們的事件。在時刻t2時，兩個fd都到了100bytes數(shù)據(jù)，于是在時刻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(shù)據(jù)出來，只各自讀50bytes。然后在t5重新注冊兩個事件并監(jiān)聽。在t6時，只有fd1會返回，因為fd1里的數(shù)據(jù)沒有讀完，仍然處于“被觸發(fā)”狀態(tài)；而fd2不會被返回，因為沒有新數(shù)據(jù)到達。

水平觸發(fā)和邊沿觸發(fā)

這個例子很明確的顯示了水平觸發(fā)和邊沿觸發(fā)的區(qū)別。

• 水平觸發(fā)只關心文件描述符中是否還有沒完成處理的數(shù)據(jù)，如果有，不管怎樣epoll_wait，總是會被返回。簡單說——水平觸發(fā)代表了一種“狀態(tài)”。

• 邊沿觸發(fā)只關心文件描述符是否有新的事件產(chǎn)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(chǎn)生，epoll_wait不會再認為這個fd被“觸發(fā)”了。簡單說——邊沿觸發(fā)代表了一個“事件”。

  “

  那么邊沿觸發(fā)怎么才能迫使新事件產(chǎn)生呢？一般需要反復調(diào)用read/write這樣的IO接口，直到得到了EAGAIN錯誤碼，再去嘗試epoll_wait才有可能得到下次事件。

那么為什么需要邊沿觸發(fā)呢？

邊沿觸發(fā)把如何處理數(shù)據(jù)的控制權完全交給了開發(fā)者，提供了巨大的靈活性。比如，讀取一個http的請求，開發(fā)者可以決定只讀取http中的headers數(shù)據(jù)就停下來，然后根據(jù)業(yè)務邏輯判斷是否要繼續(xù)讀（比如需要調(diào)用另外一個服務來決定是否繼續(xù)讀）。而不是次次被socket尚有數(shù)據(jù)的狀態(tài)煩擾；寫入數(shù)據(jù)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(fā)，每次經(jīng)過epoll_wait也總會被打擾。在邊沿觸發(fā)下，開發(fā)者有機會更精細的定制這里的控制邏輯。

但不好的一面時，邊沿觸發(fā)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(shù)據(jù)的機會。如果沒有很好的根據(jù)EAGAIN來“重置”一個fd，就會造成此fd永遠沒有新事件產(chǎn)生，進而導致餓死相關的處理代碼。

再來思考一下什么是“Block”

上面的所有介紹都在圍繞如何讓網(wǎng)絡IO不會被Block。但是網(wǎng)絡IO處理僅僅是整個數(shù)據(jù)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(fā)現(xiàn)這里可能是有問題的。

• 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復雜的數(shù)據(jù)計算，計算量很大的話，就會卡住整個執(zhí)行流程；
• 處理代碼有bug，可能直接進入了一段死循環(huán)……

這時你會發(fā)現(xiàn)，這里的Block和本文之初講的O_NONBLOCK是不同的事情。在一個網(wǎng)絡服務中，如果處理程序的延遲遠遠小于網(wǎng)絡IO，那么這完全不成問題。但是如果處理程序的延遲已經(jīng)大到無法忽略了，就會對整個程序產(chǎn)生很大的影響。這時IO多路復用已經(jīng)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多路復用接收到了請求之后，直接轉(zhuǎn)發(fā)給另外一個網(wǎng)絡服務。
• web server。程序通過IO多路復用接收到了請求之后，需要讀取一個文件，并返回其內(nèi)容。

它們有什么不同？它們的瓶頸可能出在哪里？

總結

小結一下本文：

• 對于socket的文件描述符才有所謂BIO和NIO。
• 多線程+BIO模式會帶來大量的資源浪費，而NIO+IO多路復用可以解決這個問題。
• 在Linux下，基于epoll的IO多路復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(yōu)勢和功能優(yōu)勢，適合實現(xiàn)高性能網(wǎng)絡服務。

但是IO多路復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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