網絡包接收流程

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01.當網絡數據幀通過網絡傳輸到達網卡時蛤袒，網卡會將網絡數據幀通過DMA拷貝的方式放到DMA環(huán)形緩沖區(qū)RingBuffer中统阿；

環(huán)形緩沖區(qū) RingBuffer是網卡在啟動的時候分配和初始化的環(huán)形緩沖隊列钝凶；當RingBuffer滿的時候叹坦，新來的數據包就會被丟棄跪解；我們可以通過ifconfig命令查看網卡收發(fā)數據包的情況，其中overruns數據項表示當RingBuffer滿時被丟棄的數據包跌榔，如果發(fā)現出現丟包情況，可以通過ethtool命令來增大RingBuffer長度 捶障；

02.當DMA操作完成時僧须，網卡會向CPU發(fā)起一個硬中斷，告訴CPU有網絡數據到達项炼；CPU調用網卡驅動注冊的硬中斷響應程序担平； 網卡硬中斷響應程序會為網絡數據幀創(chuàng)建內核數據結構sk_buffer，并將網絡數據幀拷貝到sk_buffer中锭部；然后發(fā)起軟中斷請求暂论，通知內核有新的網絡數據幀到達 ；

緩沖區(qū)sk_buff拌禾，是一個維護網絡幀結構的雙向鏈表取胎，鏈表中的每一個元素都是一個網絡幀；雖然 TCP/IP 協議棧分了好幾層，但上下不同層之間的傳遞闻蛀，實際上只需要操作這個數據結構中的指針匪傍，而無需進行數據復制；

03.內核線程ksoftirqd發(fā)現軟中斷請求觉痛，調用網卡驅動注冊的poll函數役衡；poll函數將sk_buffer中的網絡數據包送到內核協議棧中注冊的ip_rcv函數中；

每個CPU會綁定一個ksoftirqd內核線程專門用來處理軟中斷響應秧饮；2個 CPU 時映挂，就會有 ksoftirqd/0 和 ksoftirqd/1這兩個內核線程 ；

這里有個事情需要注意下： 網卡接收到數據后盗尸，當DMA拷貝完成時柑船，向CPU發(fā)出硬中斷，這時哪個CPU上響應了這個硬中斷泼各，那么在網卡硬中斷響應程序中發(fā)出的軟中斷請求也會在這個CPU綁定的ksoftirqd線程中響應鞍时；所以如果發(fā)現Linux軟中斷，CPU消耗都集中在一個核上的話扣蜻，那么就需要調整硬中斷的CPU親和性逆巍，來將硬中斷打散到不同的CPU核上去

04.在ip_rcv函數即網絡層中，取出數據包的IP頭莽使，判斷該數據包下一跳的走向锐极，如果數據包是發(fā)送給本機的，則取出傳輸層的協議類型（TCP或者UDP)芳肌，并去掉數據包的IP頭灵再，將數據包交給傳輸層處理；

傳輸層的處理函數：TCP協議對應內核協議棧中注冊的tcp_rcv函數亿笤，UDP協議對應內核協議棧中注冊的udp_rcv函數翎迁；

05.當我們采用的是TCP協議時，數據包到達傳輸層時净薛，會在內核協議棧中的tcp_rcv函數處理汪榔，在tcp_rcv函數中去掉TCP頭，根據四元組(源IP,源端口,目的IP,目的端口)查找對應的Socket肃拜，如果找到對應的Socket則將網絡數據包中的傳輸數據拷貝到Socket中的接收緩沖區(qū)中痴腌；如果沒有找到，則發(fā)送一個目標不可達的icmp包燃领；

06.當我們程序通過系統(tǒng)調用read讀取Socket接收緩沖區(qū)中的數據時衷掷，如果接收緩沖區(qū)中沒有數據，那么應用程序就會在系統(tǒng)調用上阻塞柿菩，直到Socket接收緩沖區(qū)有數據，然后CPU將內核空間（Socket接收緩沖區(qū)）的數據拷貝到用戶空間雨涛，最后系統(tǒng)調用read返回枢舶，應用程序讀取數據 懦胞；

網絡包發(fā)送流程

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01.當我們在應用程序中調用send系統(tǒng)調用發(fā)送數據時，由于是系統(tǒng)調用所以線程會發(fā)生一次用戶態(tài)到內核態(tài)的轉換凉泄，在內核中首先根據fd將真正的Socket找出躏尉，這個Socket對象中記錄著各種協議棧的函數地址，然后構造struct msghdr對象后众，將用戶需要發(fā)送的數據全部封裝在這個struct msghdr結構體中胀糜；

02.調用內核協議棧函數inet_sendmsg，發(fā)送流程進入內核協議棧處理蒂誉；在進入到內核協議棧之后教藻，內核會找到Socket上的具體協議的發(fā)送函數；比如：我們使用的是TCP協議右锨，對應的TCP協議發(fā)送函數是tcp_sendmsg括堤，如果是UDP協議的話，對應的發(fā)送函數為udp_sendmsg绍移；

03.在TCP協議的發(fā)送函數tcp_sendmsg中悄窃，創(chuàng)建內核數據結構sk_buffer，將struct msghdr結構體中的發(fā)送數據拷貝到sk_buffer中蹂窖；調用tcp_write_queue_tail函數獲取Socket發(fā)送隊列中的隊尾元素轧抗，將新創(chuàng)建的sk_buffer添加到Socket發(fā)送隊列(雙向鏈表)的尾部；

發(fā)送流程走到這里瞬测，用戶要發(fā)送的數據總算是從用戶空間拷貝到了內核中横媚，這時雖然發(fā)送數據已經拷貝到了內核Socket中的發(fā)送隊列中，但并不代表內核會開始發(fā)送涣楷，因為TCP協議的流量控制和擁塞控制分唾，用戶要發(fā)送的數據包并不一定會立馬被發(fā)送出去，需要符合TCP協議的發(fā)送條件狮斗；如果沒有達到發(fā)送條件绽乔，那么本次send系統(tǒng)調用就會直接返回 ； 如果符合發(fā)送條件碳褒，則開始調用tcp_write_xmit內核函數折砸；在這個函數中，會循環(huán)獲取Socket發(fā)送隊列中待發(fā)送的sk_buffer沙峻，然后進行擁塞控制以及滑動窗口的管理睦授， 將從Socket發(fā)送隊列中獲取到的sk_buffer重新拷貝一份，設置sk_buffer副本中的TCP HEADER 摔寨；其實在 sk_buffer 內部其實包含了網絡協議中所有的 header去枷，在設置 TCP HEADER的時候，只是把指針指向 sk_buffer的合適位置，后面再設置 IP HEADER的時候删顶，在把指針移動一下就行竖螃，避免頻繁的內存申請和拷貝，效率很高逗余；

04.當設置完TCP頭后特咆，內核協議棧的傳輸層的事情就做完了，下面通過調用ip_queue_xmit內核函數录粱，正式來到內核協議棧網絡層的處理腻格；

1. 將sk_buffer中的指針移動到IP頭位置上，設置IP頭 啥繁；

2. 執(zhí)行netfilters過濾鸥滨，過濾通過之后终吼，如果數據大于 MTU的話杠氢，則執(zhí)行分片 昂勉；

3. 檢查Socket中是否有緩存路由表，如果沒有的話宪睹，則查找路由項愁茁，并緩存到Socket中；接著在把路由表設置到sk_buffer中 亭病；

05.內核協議棧網絡層的事情處理完后鹅很，現在發(fā)送流程進入了到了鄰居子系統(tǒng)，鄰居子系統(tǒng)位于內核協議棧中的網絡層和網絡接口層之間罪帖，用于發(fā)送ARP請求獲取MAC地址促煮，然后將sk_buffer中的指針移動到MAC頭位置，填充MAC頭整袁；

06.經過鄰居子系統(tǒng)的處理菠齿，現在sk_buffer中已經封裝了一個完整的數據幀，隨后內核將sk_buffer交給網絡設備子系統(tǒng)進行處理坐昙；

1. 選擇發(fā)送隊列（RingBuffer）绳匀，因為網卡擁有多個發(fā)送隊列，所以在發(fā)送前需要選擇一個發(fā)送隊列

2. 將sk_buffer添加到發(fā)送隊列中炸客；

3. 循環(huán)從發(fā)送隊列（RingBuffer）中取出sk_buffer疾棵，調用內核函數sch_direct_xmit發(fā)送數據，其中會調用網卡驅動程序來發(fā)送數據 痹仙；

07.現在發(fā)送流程到了網卡真實發(fā)送數據的階段是尔，無論是用戶線程的內核態(tài)還是觸發(fā)NET_TX_SOFTIRQ類型的軟中斷在發(fā)送數據的時候最終會調用到網卡的驅動程序函數dev_hard_start_xmit來發(fā)送數據；在網卡驅動程序函數dev_hard_start_xmit中會將sk_buffer映射到網卡可訪問的內存 DMA 區(qū)域开仰，最終網卡驅動程序通過DMA的方式將數據幀通過物理網卡發(fā)送出去拟枚；

08.當數據發(fā)送完畢后薪铜，還有最后一項重要的工作，就是清理工作梨州；數據發(fā)送完畢后痕囱，網卡設備會向CPU發(fā)送一個硬中斷，CPU調用網卡驅動程序注冊的硬中斷響應程序暴匠，在硬中斷響應中觸發(fā)NET_RX_SOFTIRQ類型的軟中斷，在軟中斷的回調函數igb_poll中清理釋放 sk_buffer傻粘，清理網卡發(fā)送隊列（RingBuffer）每窖，解除 DMA映射；

無論硬 中斷是因為有數據要接收弦悉，還是說發(fā)送完成通知窒典，從硬中斷觸發(fā)的軟中斷都是 NET_RX_SOFTIRQ； 這里釋放清理的只是sk_buffer的副本稽莉，真正的sk_buffer現在還是存放在Socket的發(fā)送隊列中瀑志；它得等收到對方ACK 之后才會真正刪除；

阻塞非阻塞

將接收網絡包流程分為數據準備階段和數據拷貝階段 污秆；阻塞與非阻塞的區(qū)別主要發(fā)生在數據準備階段劈猪，同步與異步的區(qū)別主要發(fā)生在數據拷貝階段；

數據準備階段：在這個階段良拼，網絡數據包到達網卡战得，通過DMA的方式將數據包拷貝到內存中，然后經過硬中斷庸推，軟中斷常侦，接著通過內核線程ksoftirqd經過內核協議棧的處理，最終將數據發(fā)送到內核Socket的接收緩沖區(qū)中贬媒；

數據拷貝階段：當數據到達內核Socket的接收緩沖區(qū)中時聋亡，此時數據存在于內核空間中，需要將數據拷貝到用戶空間中际乘，才能夠被應用程序讀绕戮蟆；

阻塞： 當應用程序發(fā)起系統(tǒng)調用read時蚓庭，線程從用戶態(tài)轉為內核態(tài)致讥，讀取內核Socket的接收緩沖區(qū)中的網絡數據；如果這時內核Socket的接收緩沖區(qū)沒有數據器赞，那么線程就會一直等待垢袱，直到Socket接收緩沖區(qū)有數據為止；隨后將數據從內核空間拷貝到用戶空間港柜，系統(tǒng)調用read返回 请契；

非阻塞：當應用程序發(fā)起系統(tǒng)調用read時咳榜，線程從用戶態(tài)轉為內核態(tài)，讀取內核Socket的接收緩沖區(qū)中的網絡數據爽锥；如果這時內核Socket的接收緩沖區(qū)沒有數據涌韩，應用程序不會等待，系統(tǒng)調用直接返回錯誤標志EWOULDBLOCK 氯夷，直到Socket接收緩沖區(qū)有數據為止臣樱；隨后將數據從內核空間拷貝到用戶空間，系統(tǒng)調用read返回 腮考；

同步與異步

同步：在數據準備好后雇毫，是由用戶線程的內核態(tài)來執(zhí)行第二階段；所以應用程序會在第二階段發(fā)生阻塞踩蔚，直到數據從內核空間拷貝到用戶空間棚放，系統(tǒng)調用才會返回；Linux下的 epoll和Mac 下的 kqueue都屬于同步 IO馅闽；

異步：在數據準備好后飘蚯，是由內核來執(zhí)行第二階段的數據拷貝操作；當內核執(zhí)行完第二階段福也，會通知用戶線程IO操作已經完成局骤，并將數據回調給用戶線程；所以在異步模式下 數據準備階段和數據拷貝階段均是由內核來完成拟杉，不會對應用程序造成任何阻塞庄涡；

網絡IO模型

在進行網絡IO操作時，用什么樣的IO模型來讀寫數據將在很大程度上決定了網絡框架的IO性能搬设，所以IO模型的選擇是構建一個高性能網絡框架的基礎穴店，在《UNIX 網絡編程》一書中介紹了五種IO模型：阻塞IO,非阻塞IO,IO多路復用,信號驅動IO,異步IO，每一種IO模型的出現都是對前一種的升級優(yōu)化拿穴；

阻塞IO(BIO)

阻塞讀： 當用戶線程發(fā)起read系統(tǒng)調用泣洞，用戶線程從用戶態(tài)切換到內核態(tài)，在內核中去查看Socket接收緩沖區(qū)是否有數據到來 默色； Socket接收緩沖區(qū)中有數據 球凰，則用戶線程在內核態(tài)將內核空間中的數據拷貝到用戶空間，系統(tǒng)IO調用返回腿宰； Socket接收緩沖區(qū)中無數據呕诉，則用戶線程讓出CPU，進入阻塞狀態(tài)吃度，當數據到達Socket接收緩沖區(qū)后甩挫，內核喚醒阻塞狀態(tài)中的用戶線程進入就緒狀態(tài)，隨后經過CPU的調度獲取到CPU quota進入運行狀態(tài)椿每，將內核空間的數據拷貝到用戶空間伊者，隨后系統(tǒng)調用返回英遭；

阻塞寫： 當用戶線程發(fā)起send系統(tǒng)調用時，用戶線程從用戶態(tài)切換到內核態(tài)亦渗，將發(fā)送數據從用戶空間拷貝到內核空間中的Socket發(fā)送緩沖區(qū)中挖诸； 當Socket發(fā)送緩沖區(qū)能夠容納下發(fā)送數據時，用戶線程會將全部的發(fā)送數據寫入Socket緩沖區(qū)法精，然后執(zhí)行后續(xù)流程多律，最后返回； 當Socket發(fā)送緩沖區(qū)空間不夠亿虽，無法容納下全部發(fā)送數據時菱涤，用戶線程讓出CPU，進入阻塞狀態(tài)洛勉，直到Socket發(fā)送緩沖區(qū)能夠容納下全部發(fā)送數據時，內核喚醒用戶線程如迟，執(zhí)行后續(xù)發(fā)送流程收毫，最后返回；

阻塞IO模型：由于阻塞IO的讀寫特點殷勘，所以導致在阻塞IO模型下此再，每個請求都需要被一個獨立的線程處理；一個線程在同一時刻只能與一個連接綁定玲销，來一個請求输拇，服務端就需要創(chuàng)建一個線程用來處理請求，當客戶端請求的并發(fā)量突然增大時贤斜，服務端在一瞬間就會創(chuàng)建出大量的線程策吠，而創(chuàng)建線程是需要系統(tǒng)資源開銷的，這樣一來就會一瞬間占用大量的系統(tǒng)資源瘩绒；如果客戶端創(chuàng)建好連接后猴抹，但是一直不發(fā)數據，那么在空閑的這段時間內锁荔，服務端線程就會一直處于阻塞狀態(tài)蟀给，無法干其他的事情，CPU也無法得到充分的發(fā)揮阳堕，同時還會導致大量線程切換的開銷跋理；

非阻塞IO(NIO)

非阻塞讀： 當用戶線程發(fā)起非阻塞read系統(tǒng)調用時，用戶線程從用戶態(tài)轉為內核態(tài)恬总，在內核中去查看Socket接收緩沖區(qū)是否有數據到來前普； Socket接收緩沖區(qū)中無數據，系統(tǒng)調用立馬返回越驻，并帶有一個 EWOULDBLOCK 或 EAGAIN錯誤汁政，這個階段用戶線程不會阻塞道偷，也不會讓出CPU，而是會繼續(xù)輪訓直到Socket接收緩沖區(qū)中有數據為止记劈； Socket接收緩沖區(qū)中有數據勺鸦，用戶線程在內核態(tài)會將內核空間中的數據拷貝到用戶空間，注意：這個數據拷貝階段目木，應用程序是阻塞的换途，當數據拷貝完成，系統(tǒng)調用返回 刽射；

非阻塞寫： 當用戶線程發(fā)起非阻塞send系統(tǒng)調用時军拟，當發(fā)送緩沖區(qū)中沒有足夠的空間容納全部發(fā)送數據時，非阻塞寫的特點是能寫多少寫多少誓禁，寫不下了懈息，就立即返回，并將寫入到發(fā)送緩沖區(qū)的字節(jié)數返回給應用程序摹恰，方便用戶線程不斷的輪訓嘗試將剩下的數據寫入發(fā)送緩沖區(qū)中 辫继；

非阻塞IO模型：阻塞IO模型最大的問題就是一個線程只能處理一個連接，如果這個連接上沒有數據的話俗慈，那么這個線程就只能阻塞在系統(tǒng)IO調用上姑宽，不能干其他的事情，這對系統(tǒng)資源來說闺阱，是一種極大的浪費炮车，同時大量的線程上下文切換，也是一個巨大的系統(tǒng)開銷 酣溃， 基于這個需求瘦穆，第一種解決方案非阻塞IO就出現了 ；基于以上非阻塞IO的特點救拉，我們就不必像阻塞IO那樣為每個請求分配一個線程去處理連接上的讀寫了难审，我們可以利用一個線程或者很少的線程，去不斷地輪詢每個Socket的接收緩沖區(qū)是否有數據到達亿絮，如果沒有數據告喊，不必阻塞線程，而是接著去輪詢下一個Socket接收緩沖區(qū)派昧，直到輪詢到數據后黔姜，處理連接上的讀寫或者交給業(yè)務線程池去處理)，輪詢線程則繼續(xù)輪詢其他的Socket接收緩沖區(qū)蒂萎；

IO多路復用

select： select是操作系統(tǒng)內核提供給我們使用的一個系統(tǒng)調用秆吵，它解決了在非阻塞IO模型中需要不斷的發(fā)起系統(tǒng)IO調用去輪詢各個連接上的Socket接收緩沖區(qū)所帶來的用戶空間與內核空間不斷切換的系統(tǒng)開銷，轉而交給內核來幫我們完成：

1. 首先用戶線程在發(fā)起select系統(tǒng)調用的時候會阻塞在select系統(tǒng)調用上五慈，此時用戶線程從用戶態(tài)切換到了內核態(tài)完成了一次上下文切換纳寂；

2. 用戶線程將需要監(jiān)聽的Socket對應的文件描述符fd數組通過select系統(tǒng)調用傳遞給內核主穗，此時用戶線程將用戶空間中的文件描述符fd數組拷貝到內核空間；

3. 當用戶線程調用完select后開始進入阻塞狀態(tài)毙芜，內核開始輪詢遍歷fd數組忽媒，查看fd對應的Socket接收緩沖區(qū)中是否有數據到來，如果有數據到來腋粥，則將fd對應BitMap的值設置為1晦雨，如果沒有數據到來，則保持值為0 隘冲；

4. 內核遍歷一遍fd數組后闹瞧，如果發(fā)現有些fd上有IO數據到來，則將修改后的fd數組返回給用戶線程展辞，此時會將fd數組從內核空間拷貝到用戶空間 奥邮；

5. 當內核將修改后的fd數組返回給用戶線程后，用戶線程解除阻塞罗珍，由用戶線程開始遍歷fd數組然后找出fd數組中值為1的Socket文件描述符漠烧，最后對這些Socket發(fā)起系統(tǒng)調用讀取數據 ；

6. 由于內核在遍歷的過程中已經修改了fd數組靡砌，所以在用戶線程遍歷完fd數組后獲取到IO就緒的Socket后，就需要重置fd數組珊楼，并重新調用select傳入重置后的fd數組通殃，讓內核發(fā)起新的一輪遍歷輪詢 ；

雖然select解決了非阻塞IO模型中頻繁發(fā)起系統(tǒng)調用的問題厕宗，但是在整個select工作過程中画舌，我們還是看出了select有些不足的地方：(1)在發(fā)起select系統(tǒng)調用以及返回時，用戶線程各發(fā)生了一次用戶態(tài)到內核態(tài)以及內核態(tài)到用戶態(tài)的上下文切換開銷已慢，發(fā)生2次上下文切換曲聂；(2)在發(fā)起select系統(tǒng)調用以及返回時，用戶線程在內核態(tài)需要將文件描述符集合從用戶空間拷貝到內核空間佑惠，以及在內核修改完文件描述符集合后朋腋，又要將它從內核空間拷貝到用戶空間膜楷，發(fā)生2次文件描述符集合的拷貝；(3)雖然由原來在用戶空間發(fā)起輪詢優(yōu)化成了在內核空間發(fā)起輪詢但select不會告訴用戶線程到底是哪些Socket上發(fā)生了IO就緒事件，只是對IO就緒的Socket作了標記，用戶線程依然要遍歷文件描述符集合去查找具體IO就緒的Socket，時間復雜度依然為O(n) 洽洁；(4)內核會對原始的文件描述符集合進行修改，導致每次在用戶空間重新發(fā)起select調用時，都需要對文件描述符集合進行重置总放； (5)BitMap結構的文件描述符集合炬搭，長度為固定的1024衣形，所以只能監(jiān)聽0~1023的文件描述符 ；(6)select系統(tǒng)調用不是線程安全的句狼；

poll：poll相當于是改進版的select笋熬，select中使用的文件描述符集合是采用的固定長度為1024的BitMap結構的fd_set，而poll換成了pollfd結構沒有固定長度的數組腻菇，這樣就沒有了最大描述符數量的限制 胳螟；poll只是改進了select只能監(jiān)聽1024個文件描述符的數量限制，但是并沒有在性能方面做出改進筹吐，和select上本質并沒有多大差別 糖耸， 依然無法解決C10K問題 ；

epoll：

IO多路復用模型：雖然非阻塞IO模型與阻塞IO模型相比丘薛，減少了很大一部分的資源消耗和系統(tǒng)開銷嘉竟，但是它仍然有很大的性能問題，因為在非阻塞IO模型下洋侨，需要用戶線程去不斷地發(fā)起系統(tǒng)調用去輪訓Socket接收緩沖區(qū)舍扰，這就需要用戶線程不斷地從用戶態(tài)切換到內核態(tài)，內核態(tài)切換到用戶態(tài)希坚，隨著并發(fā)量的增大边苹，這個上下文切換的開銷也是巨大的，所以單純的非阻塞IO模型還是無法適用于高并發(fā)的場景裁僧，只能適用于C10K以下的場景勾给；這就需要操作系統(tǒng)的內核來支持這樣的操作，我們可以把頻繁的輪詢操作交給操作系統(tǒng)內核來替我們完成锅知，這樣就避免了在用戶空間頻繁的去使用系統(tǒng)調用來輪詢所帶來的性能開銷；

信號驅動IO

在信號驅動IO模型下脓钾，用戶進程操作通過系統(tǒng)調用 sigaction 函數發(fā)起一個IO 請求售睹，在對應的socket注冊一個信號回調，此時不阻塞用戶進程可训，進程會繼續(xù)工作昌妹，當內核數據就緒時，內核就為該進程生成一個 SIGIO 信號握截，通過信號回調通知進程進行相關IO 操作 飞崖； 信號驅動 IO模型 相比于前三種 IO 模型，實現了在等待數據就緒時谨胞，進程不被阻塞固歪，主循環(huán)可以繼續(xù)工作，所以理論上性能更佳 ； 但是實際上牢裳，使用TCP協議通信時逢防，信號驅動IO模型幾乎不會被采用，因為信號IO在大量IO 操作時可能會因為信號隊列溢出導致沒法通知 蒲讯， SIGIO 信號是一種 Unix信號忘朝，信號沒有附加信息，如果一個信號源有多種產生信號的原因判帮，信號接收者就無法確定究竟發(fā)生了什么局嘁，而 TCP socket 生產的信號事件有七種之多，這樣應用程序收到 SIGIO晦墙，根本無從區(qū)分處理 悦昵； 但信號驅動IO模型可以用在 UDP通信上，因為UDP 只有一個數據請求事件偎痛，這也就意味著在正常情況下 UDP 進程只要捕獲 SIGIO 信號旱捧，就調用 read系統(tǒng)調用讀取到達的數據，如果出現異常踩麦，就返回一個異常錯誤 枚赡；

這里需要注意的是信號驅動式IO 模型依然是同步IO，因為它雖然可以在等待數據的時候不被阻塞谓谦，也不會頻繁的輪詢贫橙，但是當數據就緒，內核信號通知后反粥，用戶進程依然要自己去讀取數據卢肃，在數據拷貝階段發(fā)生阻塞

異步IO(AIO)

異步IO的系統(tǒng)調用需要操作系統(tǒng)內核來支持，目前只有Window中的IOCP實現了非常成熟的異步IO機制 才顿；