为什么会有多种IO模型
对于一次IO访问（以read举例），数据会先被拷贝到操作系统内核的缓冲区中，然后才会从操作系统内核的缓冲区拷贝到应用程序的地址空间。所以说，当一个read操作发生时，它会经历两个阶段：
- 等待数据准备 (Waiting for the data to be ready)
- 将数据从内核拷贝到进程中 (Copying the data from the kernel to the process)
正式因为这两个阶段，linux系统产生了下面五种网络模式的方案。 - 阻塞 I/O（blocking IO） - 非阻塞 I/O（nonblocking IO） - I/O 多路复用（ IO multiplexing） - 信号驱动 I/O（ signal driven IO） - 异步 I/O（asynchronous IO）
概念理解
同步：指的是发出一个功能调用时，在没有得到结果前，该调用不能返回，也就是必须一件一件事情做
异步：当一个功能调用发出时，调用者不能立刻得到结果，实际处理这个调用的部件在完成后，通过状态、通知和回调来通知调用者。
阻塞： 阻塞调用是指调用结果返回之前，当前线程会被挂起（线程进入非可执行状态，在这个状态下，cpu不会给线程分配时间片，即线程暂停运行）。函数只有在得到结果之后才会返回。注意：同步！=阻塞，很多人会把同步认为就是阻塞，但对于同步调用来说，很多时候当前线程还是激活得，只是逻辑上当前函数没有返回结果而已。
非阻塞：非阻塞指不能立刻得到结果之前，该函数不会阻塞当前线程，而会立刻返回
Linux下的五种I/O模型
阻塞I/O
简介：进程会一直阻塞，直到数据拷贝完成。
应用程序调用一个IO函数，导致应用程序阻塞，等待数据准备好。 如果数据没有准备好，一直等待….数据准备好了，从内核拷贝到用户空间,IO函数返回成功指示。
非阻塞I/O
简介：非阻塞IO通过进程反复调用IO函数（多次系统调用，并马上返回）；在数据拷贝的过程中，进程是阻塞的。在不断调用IO函数过程中，会大量占据CPU时间。
I/O复用(select和poll)
简介：主要是select和epoll；对一个IO端口，两次调用，两次返回，比阻塞IO并没有什么优越性；关键是能实现同时对多个IO端口进行监听。I/O复用模型会用到select、poll、epoll函数，这几个函数也会使进程阻塞，但是和阻塞I/O所不同的是，这两个函数可以同时阻塞多个I/O操作。而且可以同时对多个读操作，多个写操作的I/O函数进行检测，直到有数据可读或可写时，才真正调用I/O操作函数。
信号驱动I/O
简介：两次调用，两次返回。
首先我们允许套接口进行信号驱动I/O,并安装一个信号处理函数，进程继续运行并不阻塞。当数据准备好时，进程会收到一个SIGIO信号，可以在信号处理函数中调用I/O操作函数处理数据。
异步I/O
简介：数据拷贝的时候进程无需阻塞。
当一个异步过程调用发出后，调用者不能立刻得到结果。实际处理这个调用的部件在完成后，通过状态、通知和回调来通知调用者的输入输出操作。
五种I/O模型比较
阻塞和非阻塞的区别
调用阻塞IO，会一直阻塞当前进程，直到操作完成。调用非阻塞IO，在内核还没准备完数据时会立刻返回
异步和非异步的区别
这里先看下POSIX的定义是这样子的：
- A synchronous I/O operation causes the requesting process to be blocked until that I/O operation completes;
- An asynchronous I/O operation does not cause the requesting process to be blocked;
可以看到异步和非异步的核心区别在于I/O operation是否会被阻塞。按照这个定义，前面四种IO(阻塞IO，非阻塞IO，IO复用，信号驱动IO)都属于非异步IO(即同步IO)。
或许有人会有疑问，非阻塞IO不是没有被阻塞吗？注意，这里指的I/O operation是真正的I/O操作，即数据从内核拷贝到用户进程这个过程。非阻塞IO在第一步等待数据时用户进程确实是没有处于阻塞状态的，但是在第二阶段拷贝数据(这个阶段才是真正的I/O operation)时，用户进程是被阻塞的。只有最后一种属于异步IO，因为在最后拷贝数据的之后，用户进程并没有被阻塞，而是等到拷贝完后内核才通知用户进程。
I/O复用的select、poll和epoll
epoll跟select都能提供多路I/O复用的解决方案。在现在的Linux内核里有都能够支持，其中epoll是Linux所特有，而select则应该是POSIX所规定，一般操作系统均有实现。
select
基本原理：select能够监听的文件描述符分为三类，分别是writefds、readfds、和exceptfds，调用select后进程会堵塞，直到有描述符就绪(可读、可写或者有异常)，或者超时(select可以指定timeout)，当select返回后，可以遍历描述符，找到就绪的描述符。
select本质上是通过设置或者检查存放fd标志位的数据结构来进行下一步处理。这样所带来的缺点是：
1、select最大的缺陷就是单个进程所打开的FD是有一定限制的，它由FD_SETSIZE设置，默认值是1024。
一般来说这个数目和系统内存关系很大，具体数目可以cat /proc/sys/fs/file-max察看。32位机默认是1024个。64位机默认是2048.
2、对socket进行扫描时是线性扫描，即采用轮询的方法，效率较低。
当套接字比较多的时候，每次select()都要通过遍历FD_SETSIZE个Socket来完成调度，不管哪个Socket是活跃的，都遍历一遍。这会浪费很多CPU时间。如果能给套接字注册某个回调函数，当他们活跃时，自动完成相关操作，那就避免了轮询，这正是epoll做的。
3、需要维护一个用来存放大量fd的数据结构，这样会使得用户空间和内核空间在传递该结构时复制开销大。
poll
poll本质和select没有区别，它将用户传入的数组拷贝到内核空间，然后查询每个fd对应的设备状态，如果设备就绪则在设备等待队列中加入一项并继续遍历，如果遍历完所有fd后没有发现就绪设备，则挂起当前进程，直到设备就绪或者主动超时，被唤醒后它又要再次遍历fd。
但是它没有最大连接数限制，原因是它是基于链表存储的，但它也存在线性扫描socket的情况，随着监视的描述符的数量增长，其效率也会线性下降。同时也得维护一个存放大量fd的数据结构，并于用户空间和内核空间进行复制传递。
poll还有一个特点是水平触发，指的是如果报告了某个fd后，如果该fd没有被处理，下次仍会报告该fd。
epoll
epoll是select和poll的加强版
基本原理：epoll使用“事件”的就绪通知方式，通过epoll_ctl注册fd，一旦该fd就绪，内核就会采用类似callback的回调机制来激活该fd，epoll_wait便可以收到通知。
epoll对文件描述符的操作有两种模式，LT（level trigger即水平触发）和ET（edge trigger即边缘触发）。LT模式是默认模式，边缘触发指的是，它只会告诉进程哪些fd刚变为就绪态，并且只会通知一次(不像水平触发，通知后没有处理的话还会继续通知，边缘触发通知后如果没有处理的话，后续是不会再继续通知的)。
LT(level triggered)是缺省的工作方式，并且同时支持block和no-block socket。在这种做法中，内核告诉你一个文件描述符是否就绪了，然后你可以对这个就绪的fd进行IO操作。如果你不作任何操作，内核还是会继续通知你的。
ET(edge-triggered)是高速工作方式，只支持no-block socket。在这种模式下，当描述符从未就绪变为就绪时，内核通过epoll告诉你。然后它会假设你知道文件描述符已经就绪，并且不会再为那个文件描述符发送更多的就绪通知，直到你做了某些操作导致那个文件描述符不再为就绪状态了(比如，你在发送，接收或者接收请求，或者发送接收的数据少于一定量时导致了一个EWOULDBLOCK 错误）。但是请注意，如果一直不对这个fd作IO操作(从而导致它再次变成未就绪)，内核不会发送更多的通知(only once)。
ET模式在很大程度上减少了epoll事件被重复触发的次数，因此效率要比LT模式高。epoll工作在ET模式的时候，必须使用非阻塞套接口，以避免由于一个文件句柄的阻塞读/阻塞写操作把处理多个文件描述符的任务饿死。
epoll的优点在于：
1、没有最大并发连接的限制(1G内存可以监听约10w个fd)
2、效率高，因为fd就绪后，可以通过调用回调函数通知进程
3、内存拷贝，使用mmap文件映射内存加速用户态和内核态的消息传递，减少了大量的复制开销。
