Netty从0到1系列之I/O模型

一、内核态和用户态

1.1 核心概念: 为什么需要两种状态?

想象一个公司：

• 用户态 (User Mode)：就像公司的普通员工。
  • 他们能做很多事：写文档、做设计、开会讨论。
  • 但他们权限有限：不能直接动用公司的核心资金，不能随意进入高管办公室。需要钱时，必须提交申请（系统调用），走标准化流程。
• 内核态 (Kernel Mode)：就像公司的CEO和核心管理层。
  • 拥有最高权限：可以访问公司所有资源，调度所有员工，动用所有资金。
  • 负责公司的核心运作和安全管理。

设计这两种状态的根本目的是：安全性和稳定性。
如果任何一个普通程序（员工）都能直接操作硬件（如磁盘、网卡、内存管理单元），那么一个程序的崩溃或恶意操作（比如一个 bug 写的程序）就可能导致整个系统（公司）崩溃。通过权限隔离，即使某个应用程序出错，内核也能接管控制权，防止系统垮掉。

1.2 用户态【User Mode】

• 定义：普通应用程序运行的环境。
• 权限：权限非常受限。只能执行普通的 CPU 指令，只能访问分配给它的一段专属内存空间（用户空间）。如果试图访问其他内存或执行特权指令，硬件会直接拒绝并触发一个异常，最后由内核来处理这个“违规”程序（通常是被杀死）。
• 目标：为应用程序提供一个安全、隔离的沙箱环境。

1.3 内核态【Kernel Mode】

• 定义：操作系统内核运行的环境。
• 权限：拥有机器的最高权限（CPU 的 Ring 0 特权级）。可以执行任何 CPU 指令，可以访问任何内存地址，可以直接操作所有的硬件设备（如磁盘、显示器、网卡等）。
• 目标：管理整个系统的硬件和软件资源，为应用程序提供安全、可靠的服务。

1.4 系统调用

普通员工（应用程序）不能自己动公司的钱（硬件资源），那他该怎么完成任务呢？他需要向管理层（内核）提交申请。

这个申请流程就是 系统调用 (System Call)。它是用户态程序主动进入内核态的唯一方式（除了异常和中断）。

1.4.1 调用过程

• 一个简单的示例: 程序向磁盘写入文件

1. 你的程序（用户态）调用 write() 函数。
2. write() 函数封装了一个系统调用指令（如 syscall）。
3. CPU 接收到这个指令后，会从用户态切换到内核态。
4. 内核开始执行，它验证参数是否合法，然后代表你的程序，去操作硬盘驱动，将数据真正写入磁盘。
5. 写入完成后，内核将结果返回给你的程序，并从内核态切换回用户态。
6. 你的程序（用户态）继续执行。

1.4.2 图解

常见的系统调用：open, read, write, fork, execve, socket, send, recv 等。

1.5 总结

1.5.1 对比一下

特性	用户态 (User Mode)	内核态 (Kernel Mode)
权限级别	低（Ring 3）	高（Ring 0）
执行者	普通应用程序	操作系统内核
访问资源	受限的、隔离的用户空间内存	全部内存空间和硬件资源
稳定性影响	进程崩溃不影响系统和其他进程	内核崩溃会导致整个系统宕机
交互方式	通过系统调用/中断/异常请求内核服务	直接管理硬件，响应用户态请求

1.5.2 优缺点

优点

• 安全性：防止应用程序恶意或无意地破坏系统。
• 稳定性：将用户程序与核心系统隔离开，单个程序的错误不会导致系统崩溃。
• 抽象性：内核为上层应用提供了统一、简洁的硬件操作接口（系统调用），应用程序无需关心硬件细节。

缺点

• 性能开销：用户态和内核态之间的切换（上下文切换）是有成本的。需要保存和恢复大量的CPU状态、寄存器等。频繁的系统调用（如大量网络小数据包读写）会带来性能损失。
  • 优化手段：这就是为什么需要像 I/O 多路复用（epoll）这样的技术，它通过一次系统调用获取多个就绪的IO事件，大大减少了切换次数。

1.5.3 总结

你可以把计算机系统看作一个工厂：

• 用户态是生产车间，工人们（应用程序）在里面完成各种任务。但他们不能随意离开车间，也不能直接操作电厂的总闸。
• 内核态是中央控制室，拥有最高权限，管理整个工厂的电力、物流和安全。
• 系统调用就是车间里的内线电话。工人需要操作大型设备时，必须打电话向控制室申请，由控制室的专家来安全地执行。

二、缓冲区

2.1 为什么需要缓冲区?

为了缓和速度矛盾，提高整体效率

想象一个物流系统：

• 生产者：一个高速运行的机器人（相当于 CPU）。
• 消费者：一个送货员（相当于磁盘、网卡等硬件）。
• 货物：数据。

机器人每秒能生产 100 件货物，而送货员每秒只能送 10 件。如果让机器人每生产一件就交给送货员，那么机器人大部分时间都在等待送货员回来，效率极低。

解决方案：设立一个仓库（缓冲区）

1. 机器人可以不停地把货物放进仓库。
2. 送货员可以按自己的节奏从仓库取货送货。
3. 双方都高效工作，无需相互等待。

这个“仓库”就是缓冲区。它在计算机世界里无处不在，用于解决高速 CPU 与低速 I/O 设备之间的速度不匹配问题。

2.2 缓冲区的定义与职责

2.2.1 应用程序缓冲区

Application Buffer

• 位置：用户空间的内存。
• 所有者：由应用程序创建、管理和释放（例如，在 C 语言中 char buffer[1024];，在 Java 中 byte[] buffer = new byte[1024];）。
• 目的：
  • 存放应用程序需要处理的原始数据或待发送的数据。
  • 为应用程序提供数据处理的临时场所，方便进行解析、组装、计算等操作。
• 特点：生命周期与应用程序进程相关，进程结束即消失。

2.2.2 内核缓冲区

Kernel Buffer / Page Cache

• 位置：内核空间的内存。
• 所有者：由 Linux 内核统一管理。
• 目的：
  • 磁盘 I/O：缓存磁盘数据（读缓存与写缓存），减少直接访问慢速物理磁盘的次数，这是提升 I/O 性能的最重要手段。
  • 网络 I/O：组装或拆分网络数据包，以满足协议要求（如 TCP MSS）。
• 特点：内核管理的缓存，对所有进程是共享的（但数据本身不是），遵循一定的策略（如 LRU）进行换入换出。

2.2.3 从磁盘读取文件

场景: 从磁盘上读取一个文件

char app_buffer[4096];
int fd = open("file.txt", O_RDONLY);
read(fd, app_buffer, sizeof(app_buffer));  // 数据从磁盘 → 内核缓冲区 → 应用缓冲区

🔍 详细步骤：

1. 应用程序调用 read()。
2. CPU 切换到内核态。
3. 内核检查内核缓冲区是否已有所需数据（缓存命中？）。
   • 若有 → 直接拷贝到 应用缓冲区。
   • 若无 → 触发磁盘 I/O，将数据加载到 内核缓冲区，再拷贝到应用缓冲区。
4. 系统调用返回，数据现在位于 app_buffer 中，供程序使用。

2.2.4 向磁盘写入文件

char app_buffer[] = "Hello, World!";
int fd = open("output.txt", O_WRONLY);
write(fd, app_buffer, strlen(app_buffer));

🔍 详细步骤：

1. 调用 write()，数据从 应用缓冲区 拷贝到 内核缓冲区。
2. write() 返回成功（不代表数据已落盘！）。
3. 内核在合适时机（如缓冲区满、定时刷新）将数据写入磁盘。

⚠️ 注意：若系统崩溃，未写入磁盘的数据会丢失。可使用 fsync() 强制落盘。

2.2.5 核心对比

特性	内核缓冲区	应用程序缓冲区
所属空间	内核空间（Kernel Space）	用户空间（User Space）
管理方	操作系统内核	应用程序开发者
访问权限	用户程序不能直接访问	应用程序可直接读写
主要目的	提升I/O效率、缓存、调度	减少系统调用、数据处理
生命周期	系统级，长期存在	由应用控制，函数/作用域决定
大小控制	由内核参数控制（如 vm.dirty_ratio）	由程序员决定（如 malloc 大小）

2.2.6 常见优化策略

✅ 合理设置缓冲区大小

• 太小 → 频繁系统调用 → 性能差。
• 太大 → 内存浪费，延迟增加。
• 推荐：使用 4096 字节（一页大小）或 64KB 等常见块大小。

✅ 利用内核缓冲提高性能

• 连续读取时，内核会预读后续数据到缓冲区。
• 写操作可批量提交，减少磁盘寻道。

✅ 避免“双缓冲”冗余

• 某些高级I/O（如 mmap、splice、sendfile）可绕过内核缓冲或减少拷贝次数。
• 例如：sendfile() 实现零拷贝，直接在内核内部传输数据，不经过应用缓冲区。

2.2.7 常见误区澄清

误区	正确认知
write() 返回成功 = 数据已写入磁盘	❌ 实际只是写入了内核缓冲区
应用缓冲区越大越好	❌ 过大会浪费内存，影响其他进程
内核缓冲区可以被应用直接访问	❌ 用户态无法直接访问内核内存
关闭文件自动落盘	❌ 需显式调用 fsync() 才能确保

2.2.8 总结

关键细节：

• 数据复制：步骤 3 是 “用户态内存→内核态内存” 的复制，这是有开销的（但相比直接等硬件，开销可忽略）；
• 延迟写入：内核不会 “收到数据就立刻写硬盘”，而是会积累一定数据（或等待超时）再批量写，进一步减少硬盘 IO 次数（这就是 “写缓存” 的核心逻辑）。

2.2.9 常见疑问解答

1. 为什么需要两层缓冲区？不能合并成一层吗？
   不行。内核缓冲区是 “硬件保护与效率中枢”（必须由内核统一管理，防止应用乱操作硬件），应用缓冲区是 “应用灵活性中枢”（应用可自定义数据处理逻辑）。两层分工明确：内核管 “与硬件打交道”，应用管 “自己的数据逻辑”，缺一不可。
2. 什么时候应用缓冲区可以省略？
   当应用只需 “小批量、单次” 读写时（比如读 1 个字节），应用可以不分配缓冲区，直接通过系统调用让内核把数据 “临时复制到栈内存”。但高频读写场景下，省略应用缓冲区会导致频繁系统调用，效率极低。
3. 内核缓冲区的数据会丢失吗？
   会。如果内核缓冲区的数据还没写入硬盘（比如刚复制完应用数据，还没触发批量写），此时系统突然断电或内核崩溃，缓冲区数据会丢失。因此，关键数据需要调用 fsync() 系统调用，强制内核把缓冲区数据刷到硬盘。

2.3 协同工作

假设一个程序要执行 write(fd, data, size)。

流程图：

详细操作步骤

1. 准备数据：应用程序将需要写入的数据准备好，放在自己的应用缓冲区中。
2. 发起系统调用：应用程序调用 write 系统调用，请求内核将数据写入文件。
3. 上下文切换：CPU 从用户态切换到内核态。
4. 数据拷贝：内核将数据从应用程序缓冲区（用户空间）拷贝到内核缓冲区（内核空间）中。这一步是必须的，因为内核不能直接信任和访问用户空间的数据。
5. 立即返回：一旦数据进入内核缓冲区，write 系统调用就成功返回了！请注意，此时数据并没有真正落到磁盘上。
6. 异步写入：内核会在后台（异步地）选择合适的时机（例如：缓冲区满了、间隔时间到了、应用程序调用 sync/fsync），将内核缓冲区中的数据真正写入磁盘。

这个过程被称为“延迟写”（Write-Back Cache），它极大地提高了性能。

• 优点：应用程序无需等待慢速的磁盘操作，可以继续执行后续代码，吞吐量得到提升。
• 风险：如果系统在数据写入磁盘前意外崩溃，数据可能会丢失。

2.4 异同点总结

特性	应用程序缓冲区 (Application Buffer)	内核缓冲区 (Kernel Buffer / Page Cache)
所在空间	用户空间	内核空间
创建管理者	应用程序	Linux 内核
目的	暂存程序自身待处理/已处理的数据	缓存磁盘数据，优化IO性能；处理网络协议
生命周期	随进程存在而存在	随内核存在而存在，与具体进程无关
数据交换	与内核缓冲区通过系统调用拷贝数据	与硬件设备直接交互；与应用程序缓冲区拷贝数据

2.5 fsync的作用

理解了内核缓冲区，你就明白了为什么像数据库、日志系统这类对数据安全要求极高的程序，在重要操作后要调用 fsync(fd)。

• write() 返回成功只意味着数据安全地放在了内核缓冲区，并不保证已在磁盘上持久化。
• fsync() 的作用是强制内核将指定文件的所有内核缓冲区数据立即、同步地刷到磁盘上。调用会一直阻塞，直到磁盘写入完成。这是一个保证数据落盘的安全操作，但性能开销很大。

一个生动的比喻：快递寄件

• 应用程序缓冲区：你家书房里的打包桌。你在上面把要寄的物品（数据）整理好，放进纸箱。
• write() 系统调用：你打电话叫快递小哥上门。
• 内核缓冲区：快递公司的本地中转仓库。
• 数据拷贝：小哥上门，把包裹从你的书房（用户空间）搬到了他的货车（上下文切换），然后运回中转仓库（内核空间）。对你来说，包裹已经“寄出”了（write 返回）。
• 异步写入磁盘：快递公司的物流网络开始工作，包裹可能经过多个中转站，最终由大卡车送上千公里外的目的地（写入磁盘）。
• fsync()：你选择了加价的次日达航空件，并要求签收后必须回传单据。你必须确认包裹真的空运送达了才放心（数据安全落盘）。

三、I/O模型

3.1 核心概念: 一次 I/O 操作的两个阶段

在深入模型之前，必须明白一次 I/O 操作（比如 read）其实分为两个关键阶段：

1. 等待数据就绪：数据从网络或磁盘到达内核缓冲区，等待被读取。
2. 拷贝数据：将数据从内核缓冲区拷贝到我们应用程序的缓冲区。

所有的 I/O 模型差异，本质上都是在这两个阶段上的等待方式不同。

餐厅比喻

想象一个餐厅：

• 你（应用程序)：想吃东西的顾客。
• 服务员（内核)：为你提供服务的人。
• 厨房（数据源)：准备食物的地方。

你的“点餐”动作就是一次 read 操作。

3.2 阻塞 I/O (Blocking I/O)

最传统、最简单的模型。

• 过程：你点完餐后，就一直坐在座位上盯着服务员，什么事也不干，直到服务员把菜端上来。在这期间，你完全被“阻塞”了。
• 对应：应用程序调用 read，线程会被挂起，直到内核将数据准备好并拷贝到用户空间，read 调用才返回。
  

伪代码

// 1. 创建 socket（相当于“找餐厅”）
int sock = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0);
// 2. 绑定端口（相当于“占座位”）
bind(sock, ...);
// 3. 监听连接（相当于“等服务员来点餐”，阻塞！）
listen(sock, 5);
// 4. 接受连接（等待客户端连接，阻塞！直到有客户端连入）
int client_fd = accept(sock, ...);
// 5. 读取客户端数据（等待数据就绪 + 拷贝数据，阻塞！）
char buf[1024];
ssize_t n = read(client_fd, buf, sizeof(buf)); 
// 6. 处理数据（直到 read 返回才执行，相当于“开始吃饭”）
process_data(buf, n);

• 优点：编程非常简单，符合直觉。
• 缺点：一个线程只能处理一个连接（一个顾客需要一个服务员）。要处理多个连接就需要开多个线程，系统资源消耗巨大，上下文切换开销大。

3.3 非阻塞 I/O (Non-blocking I/O)

“轮询”模型，忙等待。

• 过程：你点完餐后，不原地傻等。你每隔几分钟就问一次服务员：“好了没？”（轮询）。在问的间隙，你可以玩手机、聊天（线程可以处理其他任务），但你需要不断地主动去问。
• 对应：应用程序调用 read，如果内核数据没准备好，会立即返回一个错误（如 EWOULDBLOCK）。应用程序需要不断地循环调用 read 来询问数据是否就绪。

示例代码【伪代码】

int sock = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0);
// 关键：将 socket 设置为非阻塞模式
fcntl(sock, F_SETFL, O_NONBLOCK); bind(sock, ...);
listen(sock, 5);// 轮询等待客户端连接（非阻塞，没连接就返回错误）
int client_fd;
while (1) {client_fd = accept(sock, ...);if (client_fd == -1) {if (errno == EWOULDBLOCK) {// 没有客户端连接，做点其他事（如打印日志）printf("暂无连接，稍等...\n");sleep(1); // 避免轮询太频繁，占用 CPUcontinue;}// 其他错误，退出break;}// 有连接了，读取数据（拷贝阶段仍阻塞）char buf[1024];ssize_t n = read(client_fd, buf, sizeof(buf));process_data(buf, n);break;
}

• 优点：可以在一个线程里通过轮询尝试处理多个连接。
• 缺点：轮询会消耗大量的 CPU 资源，因为绝大多数次的询问都是徒劳的（数据没准备好）。效率很低，通常不推荐

3.4 I/O 多路复用 (I/O Multiplexing)

“代理”模型，事件驱动，Linux 高并发网络编程的基石。

• 过程：餐厅专门设立一个接待员。你点完餐后，把手机号留给接待员，然后你就可以放心地去干自己的事（玩手机、聊天）。接待员会盯着所有顾客的餐。谁的餐好了，接待员就主动打电话通知谁：“您的餐好了，来取一下吧。”
  • 这个“接待员”就是 select, poll, epoll 这些系统调用。
• 对应：应用程序将多个文件描述符（socket）告诉 select/epoll，然后阻塞在 select/epoll 调用上。当其中任何一个描述符的数据就绪时，select/epoll 返回，应用程序再调用 read 进行数据拷贝（这个拷贝过程是阻塞的）。

epoll伪代码

// 1. 创建 epoll 实例（相当于“雇秘书”）
int epfd = epoll_create1(0);
// 2. 创建 socket 并设为非阻塞
int sock = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0);
fcntl(sock, F_SETFL, O_NONBLOCK);
bind(sock, ...);
listen(sock, 5);// 3. 告诉 epoll 要监控 sock 的“连接事件”（相当于“让秘书盯这家餐厅”）
struct epoll_event ev;
ev.events = EPOLLIN; // 关注“可读事件”（有连接/有数据）
ev.data.fd = sock;
epoll_ctl(epfd, EPOLL_CTL_ADD, sock, &ev);struct epoll_event events[10]; // 存储就绪事件
while (1) {// 4. 等待 epoll 通知（阻塞，直到有事件就绪）int nfds = epoll_wait(epfd, events, 10, -1);// 5. 遍历所有就绪的事件for (int i = 0; i < nfds; i++) {if (events[i].data.fd == sock) {// 有新客户端连接，接受连接int client_fd = accept(sock, ...);// 告诉 epoll 监控新客户端的“数据事件”ev.data.fd = client_fd;epoll_ctl(epfd, EPOLL_CTL_ADD, client_fd, &ev);} else {// 客户端有数据，读取并处理（拷贝阶段阻塞）int client_fd = events[i].data.fd;char buf[1024];ssize_t n = read(client_fd, buf, sizeof(buf));process_data(buf, n);// 移除已处理的 fdepoll_ctl(epfd, EPOLL_CTL_DEL, client_fd, NULL);close(client_fd);}}
}

• 优点：一个线程可以高效地管理成千上万个网络连接。大大减少了系统资源开销。这是 Nginx、Redis 等高性能服务器使用的模型。
• 缺点：编程模型比阻塞 I/O 复杂。对于连接数较少且都非常活跃的场景，性能可能反而不如多线程阻塞 I/O。

[!note]

select vs poll vs epoll:

• select/poll：接待员需要拿着一份长长的名单（fd 集合），一个个打电话问厨房：“A的餐好了吗？B的餐好了吗？…”。效率随连接数线性下降。
• epoll：厨房有个状态屏，哪个餐好了会自动亮灯。接待员只需要看亮灯的那个就行。效率极高，与连接数无关。

3.5 信号驱动 I/O (Signal-driven I/O)

“收快递”模型。

• 过程：你点完外卖后，只需告诉快递员“到了给我打电话”，然后你就可以做自己的事。当外卖真的到了，快递员打电话（发送信号） 通知你，你再去门口取。
• 对应：应用程序开启套接字的信号驱动功能，并提供一个信号处理函数（回调函数）。内核在数据就绪时，会发送一个 SIGIO 信号给应用程序。应用程序在信号处理函数中调用 read 进行数据拷贝。

信号驱动伪代码

// 信号处理函数：收到 SIGIO 信号后执行（数据就绪）
void sigio_handler(int signo) {char buf[1024];// 数据就绪，发起 read 请求（拷贝阶段阻塞）ssize_t n = read(client_fd, buf, sizeof(buf));process_data(buf, n);
}int main() {int sock = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0);bind(sock, ...);listen(sock, 5);// 1. 注册信号处理函数（告诉内核“数据就绪发 SIGIO”）struct sigaction sa;sa.sa_handler = sigio_handler;sigemptyset(&sa.sa_mask);sa.sa_flags = 0;sigaction(SIGIO, &sa, NULL);// 2. 告诉内核“这个进程要处理 sock 的 SIGIO 信号”fcntl(sock, F_SETOWN, getpid());// 3. 开启 sock 的“信号驱动模式”int flags = fcntl(sock, F_GETFL);fcntl(sock, F_SETFL, flags | O_ASYNC);// 4. 进程可自由做其他事（如循环打印日志），不阻塞while (1) {printf("进程在做其他事...\n");sleep(2);}return 0;
}

• 优点：在等待数据期间，应用程序完全不被阻塞。
• 缺点：信号本身不可靠，编程复杂。在大量 IO 操作时，信号队列可能会溢出。实际应用中较少见。

3.6 异步 I/O (Asynchronous I/O, AIO)

“终极懒人”模型，最理想的方式。

• 过程：你去一家全自动餐厅，用平板点餐。点完后什么都不用管。餐厅会自动把做好的菜直接端到你的桌子上。整个过程中，你一次都没有呼叫过服务员。
• 对应：应用程序调用 aio_read，并告诉内核缓冲区地址和大小。调用立即返回。内核会自己完成“等待数据”和“拷贝数据”两个阶段。全部完成后，内核通过信号或回调函数通知应用程序“整个操作已完成，数据已经在你的缓冲区里了”。

flowchart LRA[应用程序调用aio_read] --> B[立即返回, 线程继续执行]B --> C[内核等待数据]C -- 数据报准备好 --> D[内核复制数据到用户空间]D -- 复制完成 --> E[内核通知应用程序<br>（如信号或回调）]E --> F[应用程序直接处理数据]

异步伪代码

#include <aio.h>
#include <signal.h>// 异步 IO 完成后的回调函数（内核自动调用）
void aio_completion_handler(sigval_t sigval) {// 获取 aio 控制块struct aiocb *cb = (struct aiocb *)sigval.sival_ptr;// 检查是否完成if (aio_error(cb) == 0) {ssize_t n = aio_return(cb);// 直接处理数据（拷贝已完成）process_data(cb->aio_buf, n);}// 释放资源free(cb->aio_buf);free(cb);
}int main() {int sock = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0);bind(sock, ...);listen(sock, 5);int client_fd = accept(sock, ...);// 1. 初始化 aio 控制块（描述 IO 任务）struct aiocb *cb = malloc(sizeof(struct aiocb));cb->aio_buf = malloc(1024); // 用户缓冲区cb->aio_fildes = client_fd; // 要操作的 fdcb->aio_nbytes = 1024; // 读取字节数cb->aio_offset = 0; // 文件偏移（网络 IO 忽略）// 2. 设置完成通知方式：调用回调函数cb->aio_sigevent.sigev_notify = SIGEV_THREAD;cb->aio_sigevent.sigev_notify_function = aio_completion_handler;cb->aio_sigevent.sigev_value.sival_ptr = cb; // 传递 cb 给回调// 3. 发起异步 read 请求（全程非阻塞，立即返回）aio_read(cb);// 4. 进程自由做其他事（如循环打印）while (1) {printf("进程在做其他事...\n");sleep(2);}return 0;
}

• 优点：应用程序在整个过程中完全不被阻塞，只需接收最终结果。是真正的异步。
• 缺点：Linux 原生 AIO 实现不完善（主要对磁盘 IO 支持好，网络 IO 支持差），编程复杂。Windows 的 IOCP 是真正的异步 IO 模型。

3.7 异同点

模型	第一阶段：等待数据 (等待就绪)	第二阶段：拷贝数据	核心优点	核心缺点
阻塞 I/O	应用程序阻塞	应用程序阻塞	编程简单	资源利用率低，1:1 模型
非阻塞 I/O	应用程序轮询	应用程序阻塞	可单线程处理多连接	CPU 空转浪费严重
I/O 多路复用	内核阻塞（select/epoll）	应用程序阻塞	高并发核心，1:N 模型	编程复杂，拷贝阶段仍阻塞
信号驱动 I/O	应用程序不阻塞	应用程序阻塞	等待阶段不阻塞	信号不可靠，编程复杂
异步 I/O	应用程序不阻塞	应用程序不阻塞	真正的异步，性能潜力最高	Linux 实现不完善，编程最复杂

最重要的区别：

• 与 I/O 多路复用的区别：I/O 多路复用是 “告诉我们哪个 I/O 准备好了”（然后需要我们自己动手去读），而异步 I/O 是 “帮我做完 I/O 并通知我结果”。
• 与信号驱动 I/O 的区别：信号驱动 I/O 是内核在第一阶段完成后通知我们，第二阶段仍需我们同步完成（我们自己去 read）。而异步 I/O 是内核在两个阶段都完成后才通知我们。