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在網(wǎng)絡(luò)編程領(lǐng)域中，I/O（Input/Output）操作是常見的操作之一。由于網(wǎng)絡(luò)操作涉及到數(shù)據(jù)傳輸，必然存在傳輸過程中的阻塞問題。如果一個操作在傳輸數(shù)據(jù)時遇到阻塞，那么程序就會停下來等待傳輸完成，這樣就會導(dǎo)致程序在等待的過程中處于空閑狀態(tài)，從而影響整個程序的運行效率，為了解決這個問題，Linux 采用了非阻塞 IO 模型。下面我們就簡要介紹一下這個模型。
1. 阻塞 IO 模型
在傳統(tǒng)的阻塞 IO 模型中，當(dāng)一個 I/O 操作被阻塞時，程序會停止執(zhí)行，直到相應(yīng)的操作完成后程序才會繼續(xù)執(zhí)行。以一個簡單的網(wǎng)絡(luò)編程流程為例，客戶端向服務(wù)器發(fā)送數(shù)據(jù)，服務(wù)器將數(shù)據(jù)讀取出來，并將處理結(jié)果返回給客戶端，客戶端接收到處理結(jié)果后再做出后續(xù)操作，這樣的流程中，如果客戶端發(fā)送數(shù)據(jù)的過程中發(fā)生阻塞，那么整個程序就會處于等待狀態(tài)，直到數(shù)據(jù)發(fā)送成功才會繼續(xù)執(zhí)行后續(xù)的操作。
2. 非阻塞 IO 模型
為了解決傳統(tǒng)阻塞 IO 模型中存在的問題，Linux 提出了一種新的模型——非阻塞 IO 模型。非阻塞 IO 模型的核心思想是將數(shù)據(jù)傳輸過程中的阻塞改為非阻塞，當(dāng)一個操作遇到阻塞時，不再將程序掛起等待，而是立即返回一個 EAGN 或 EWOULDBLOCK 錯誤，告訴用戶進(jìn)程現(xiàn)在沒有數(shù)據(jù)可讀或可寫，用戶進(jìn)程就可以繼續(xù)執(zhí)行其他操作而不必等待。
3. select/poll/epoll 三種 IO 復(fù)用技術(shù)
為了實現(xiàn)非阻塞 IO 模型，Linux 提供了三種 IO 復(fù)用技術(shù)，分別是 select、poll 和 epoll。這三種技術(shù)的本質(zhì)都是在 I/O 操作上設(shè)置一個觀察者，從而實現(xiàn)對多個文件描述符（socket）的異步控制。這樣我們就可以同時監(jiān)聽多個文件描述符上的事件，只有當(dāng)有一個或多個文件描述符有事件發(fā)生時，才會觸發(fā)相應(yīng)的回調(diào)函數(shù)來處理這些事件，這就是所謂的“異步回調(diào)”，在這個回調(diào)函數(shù)中可以讀取或?qū)懭霐?shù)據(jù)，實現(xiàn)相應(yīng)的數(shù)據(jù)傳輸。
三種技術(shù)的區(qū)別在于它們的實現(xiàn)方式不同。select 是最傳統(tǒng)的一種基于輪詢的 IO 復(fù)用技術(shù)，它可以同時控制的文件描述符數(shù)量有限，而且每次調(diào)用 select 都會掃描整個文件描述符，導(dǎo)致效率較低。poll 和 select 類似，它也是基于輪詢的，但是它可以控制的文件描述符數(shù)量沒有限制，而且 poll 支持動態(tài)增加或刪除文件描述符。epoll 是最新的 IO 復(fù)用技術(shù)，它采用回調(diào)機制，只在有 I/O 事件到來時出發(fā)處理函數(shù)，因此效率比 select 和 poll 要高很多，它也支持動態(tài)添加或刪除文件描述符。
4.
本文簡要介紹了 Linux 中非阻塞 IO 模型的實現(xiàn)原理和相應(yīng)的技術(shù)，其中 select、poll 和 epoll 三種 IO 復(fù)用技術(shù)，是實現(xiàn)非阻塞 IO 模型的核心補充手段。對于網(wǎng)絡(luò)編程人員來說，理解非阻塞 IO 模型的原理、特點和應(yīng)用，能夠幫助他們更好地編寫高效的網(wǎng)絡(luò)編程代碼，提高程序的運行效率和穩(wěn)定性。
相關(guān)問題拓展閱讀：
- linux 調(diào)試串口 是阻塞還是非阻塞模式
- Linux 磁盤IO
linux 調(diào)試串口 是阻塞還是非阻塞模式
我感覺應(yīng)當(dāng)取決于你使用的控件吧
兩種方式都提供的，取決于你調(diào)用讀寫函數(shù)的參數(shù)timeout。
當(dāng)你有能力去優(yōu)化時，你已經(jīng)不用來問這個問題了。具體到某個例子，比如說開發(fā)慶游界面，在PC上我們用VC；
在嵌入式Linux里也許我此差枯們用QT也許用Android，這個時候你應(yīng)該去學(xué)學(xué)QT、Android的編程。但是基礎(chǔ)還是C或JAVA，在此基森洞礎(chǔ)上去熟悉它們的接口。
你學(xué)過VC的話，也是要花時間去了解那些類、控件的。
Linux 磁盤IO
磁盤結(jié)構(gòu)與數(shù)據(jù)存儲方式, 數(shù)據(jù)是如何存儲的，又通過怎樣的方式被訪問？
機械硬盤主要由磁盤盤片、磁頭、主軸與傳動軸等組成；數(shù)據(jù)就存放在磁盤盤片中
現(xiàn)代硬盤尋道都是采用CHS( Cylinder Head Sector )的方式，硬盤讀取數(shù)據(jù)時，讀寫磁頭沿徑向移動，移到要讀取的扇區(qū)所在磁道的上方，這段時間稱為
尋道時間(seek time)
。
因讀寫磁頭的起始位置與目標(biāo)位置之間的距離不同，尋道時間也不同
。磁頭到達(dá)指定磁道后，然后通過盤片的旋轉(zhuǎn)，使得要讀取的扇區(qū)轉(zhuǎn)到讀寫磁頭的下方，這段時間稱為
旋轉(zhuǎn)延遲時間(rotational latencytime)
。然后再讀寫數(shù)據(jù)，讀手租寫數(shù)據(jù)也需要時間，這段時間稱為
傳輸時間(transfer time)
。
固態(tài)硬盤主要由主控芯片、閃存顆粒與緩存組成；數(shù)據(jù)就存放在閃存芯片中
通過主控芯片進(jìn)行尋址， 因為畢好兆是電信號方式， 沒有任何物理結(jié)構(gòu)， 所以尋址速度非常快且與數(shù)據(jù)存儲位置無關(guān)
如何查看系統(tǒng)IO狀態(tài)
查看磁盤空間
調(diào)用 open , fwrite 時到底發(fā)生了什么?
在一個IO過程中，以下5個API/系統(tǒng)調(diào)用是必不可少的
Create 函數(shù)用來打開一個文件，如果該文件不存在，那么需要在磁盤上創(chuàng)建該文件
Open 函數(shù)用于打開一個指定的文件。如果在 Open 函數(shù)中指定 O_CREATE 標(biāo)記，那么 Open 函數(shù)同樣可以實現(xiàn) Create 函數(shù)的功能
Clos e函數(shù)用于釋放文件句柄
Write 和 Read 函數(shù)用于實現(xiàn)文件的讀寫過程
O_SYNC (先寫緩存, 但是需要實際落襪粗盤之后才返回, 如果接下來有讀請求, 可以從內(nèi)存讀 ), write-through
O_DSYNC (D=data, 類似O_SYNC, 但是只同步數(shù)據(jù), 不同步元數(shù)據(jù))
O_DIRECT (直接寫盤, 不經(jīng)過緩存)
O_ASYNC (異步IO, 使用信號機制實現(xiàn), 不推薦, 直接用aio_xxx)
O_NOATIME (讀取的時候不更新文件 atime(access time))
sync() 全局緩存寫回磁盤
fsync() 特定fd的sync()
fdatasync() 只刷數(shù)據(jù), 不同步元數(shù)據(jù)
mount noatime(全局不記錄atime), re方式(只讀), sync(同步方式)
一個IO的傳奇一生 這里有一篇非常好的資料，講述了整個IO過程；
下面簡單記錄下自己的理解的一次常見的Linux IO過程， 想了解更詳細(xì)及相關(guān)源碼，非常推薦閱讀上面的原文
Linux IO體系結(jié)構(gòu)
Superblock
超級描述了整個文件系統(tǒng)的信息。為了保證可靠性，可以在每個塊組中對superblock進(jìn)行備份。為了避免superblock冗余過多，可以采用稀疏存儲的方式，即在若干個塊組中對superblock進(jìn)行保存，而不需要在所有的塊組中都進(jìn)行備份
GDT 組描述符表
組描述符表對整個組內(nèi)的數(shù)據(jù)布局進(jìn)行了描述。例如，數(shù)據(jù)塊位圖的起始地址是多少？inode位圖的起始地址是多少？inode表的起始地址是多少？塊組中還有多少空閑塊資源等。組描述符表在superblock的后面
數(shù)據(jù)塊位圖
數(shù)據(jù)塊位圖描述了塊組內(nèi)數(shù)據(jù)塊的使用情況。如果該數(shù)據(jù)塊已經(jīng)被某個文件使用，那么位圖中的對應(yīng)位會被置1，否則該位為0
Inode位圖
Inode位圖描述了塊組內(nèi)inode資源使用情況。如果一個inode資源已經(jīng)使用，那么對應(yīng)位會被置1
Inode表
（即inode資源）和數(shù)據(jù)塊。這兩塊占據(jù)了塊組內(nèi)的絕大部分空間，特別是數(shù)據(jù)塊資源
一個文件是由inode進(jìn)行描述的。一個文件占用的數(shù)據(jù)塊block是通過inode管理起來的
。在inode結(jié)構(gòu)中保存了直接塊指針、一級間接塊指針、二級間接塊指針和三級間接塊指針。對于一個小文件，直接可以采用直接塊指針實現(xiàn)對文件塊的訪問；對于一個大文件，需要采用間接塊指針實現(xiàn)對文件塊的訪問
最簡單的調(diào)度器。它本質(zhì)上就是一個鏈表實現(xiàn)的
fifo
隊列，并對請求進(jìn)行簡單的
合并
處理。
調(diào)度器本身并沒有提供任何可以配置的參數(shù)
讀寫請求被分成了兩個隊列， 一個用訪問地址作為索引，一個用進(jìn)入時間作為索引，并且采用兩種方式將這些request管理起來；
在請求處理的過程中，deadline算法會優(yōu)先處理那些訪問地址臨近的請求，這樣可以更大程度的減少磁盤抖動的可能性。
只有在有些request即將被餓死的時候，或者沒有辦法進(jìn)行磁盤順序化操作的時候，deadline才會放棄地址優(yōu)先策略，轉(zhuǎn)而處理那些即將被餓死的request
deadline算法可調(diào)整參數(shù)
read_expire
: 讀請求的超時時間設(shè)置(ms)。當(dāng)一個讀請求入隊deadline的時候，其過期時間將被設(shè)置為當(dāng)前時間＋read_expire，并放倒fifo_list中進(jìn)行排序
write_expire
:寫請求的超時時間設(shè)置(ms)
fifo_batch
:在順序（sort_list）請求進(jìn)行處理的時候，deadline將以batch為單位進(jìn)行處理。每一個batch處理的請求個數(shù)為這個參數(shù)所限制的個數(shù)。在一個batch處理的過程中，不會產(chǎn)生是否超時的檢查，也就不會產(chǎn)生額外的磁盤尋道時間。這個參數(shù)可以用來平衡順序處理和饑餓時間的矛盾，當(dāng)饑餓時間需要盡可能的符合預(yù)期的時候，我們可以調(diào)小這個值，以便盡可能多的檢查是否有饑餓產(chǎn)生并及時處理。增大這個值當(dāng)然也會增大吞吐量，但是會導(dǎo)致處理饑餓請求的延時變長
writes_starved
:這個值是在上述deadline出隊處理之一步時做檢查用的。用來判斷當(dāng)讀隊列不為空時，寫隊列的饑餓程度是否足夠高，以時deadline放棄讀請求的處理而處理寫請求。當(dāng)檢查存在有寫請求的時候，deadline并不會立即對寫請求進(jìn)行處理，而是給相關(guān)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中的starved進(jìn)行累計，如果這是之一次檢查到有寫請求進(jìn)行處理，那么這個計數(shù)就為1。如果此時writes_starved值為2，則我們認(rèn)為此時饑餓程度還不足夠高，所以繼續(xù)處理讀請求。只有當(dāng)starved >= writes_starved的時候，deadline才回去處理寫請求。可以認(rèn)為這個值是用來平衡deadline對讀寫請求處理優(yōu)先級狀態(tài)的，這個值越大，則寫請求越被滯后處理，越小，寫請求就越可以獲得趨近于讀請求的優(yōu)先級
front_merges
:當(dāng)一個新請求進(jìn)入隊列的時候，如果其請求的扇區(qū)距離當(dāng)前扇區(qū)很近，那么它就是可以被合并處理的。而這個合并可能有兩種情況，一個是向當(dāng)前位置后合并，另一種是向前合并。在某些場景下，向前合并是不必要的，那么我們就可以通過這個參數(shù)關(guān)閉向前合并。默認(rèn)deadline支持向前合并，設(shè)置為0關(guān)閉
在調(diào)度一個request時，首先需要選擇一個一個合適的cfq_group。Cfq調(diào)度器會為每個cfq_group分配一個時間片，當(dāng)這個時間片耗盡之后，會選擇下一個cfq_group。每個cfq_group都會分配一個vdisktime，并且通過該值采用紅黑樹對cfq_group進(jìn)行排序。在調(diào)度的過程中，每次都會選擇一個vdisktime最小的cfq_group進(jìn)行處理。
一個cfq_group管理了7棵service tree，每棵service tree管理了需要調(diào)度處理的對象cfq_queue。因此，一旦cfq_group被選定之后，需要選擇一棵service tree進(jìn)行處理。這7棵service tree被分成了三大類，分別為RT、BE和IDLE。這三大類service tree的調(diào)度是按照優(yōu)先級展開的
通過優(yōu)先級可以很容易的選定一類Service tree。當(dāng)一類service tree被選定之后，采用service time的方式選定一個合適的cfq_queue。每個Service tree是一棵紅黑樹，這些紅黑樹是按照service time進(jìn)行檢索的，每個cfq_queue都會維護(hù)自己的service time。分析到這里，我們知道，cfq算法通過每個cfq_group的vdisktime值來選定一個cfq_group進(jìn)行服務(wù)，在處理cfq_group的過程通過優(yōu)先級選擇一個最需要服務(wù)的service tree。通過該Service tree得到最需要服務(wù)的cfq_queue。該過程在 cfq_select_queue 函數(shù)中實現(xiàn)
一個cfq_queue被選定之后，后面的過程和deadline算法有點類似。在選擇request的時候需要考慮每個request的延遲等待時間，選擇那種等待時間最長的request進(jìn)行處理。但是，考慮到磁盤抖動的問題，cfq在處理的時候也會進(jìn)行順序批量處理，即將那些在磁盤上連續(xù)的request批量處理掉
cfq調(diào)度算法的參數(shù)
back_seek_max
:磁頭可以向后尋址的更大范圍，默認(rèn)值為16M
back_seek_penalty
:向后尋址的懲罰系數(shù)。這個值是跟向前尋址進(jìn)行比較的
fifo_expire_async
:設(shè)置異步請求的超時時間。同步請求和異步請求是區(qū)分不同隊列處理的，cfq在調(diào)度的時候一般情況都會優(yōu)先處理同步請求，之后再處理異步請求，除非異步請求符合上述合并處理的條件限制范圍內(nèi)。當(dāng)本進(jìn)程的隊列被調(diào)度時，cfq會優(yōu)先檢查是否有異步請求超時，就是超過fifo_expire_async參數(shù)的限制。如果有，則優(yōu)先發(fā)送一個超時的請求，其余請求仍然按照優(yōu)先級以及扇區(qū)編號大小來處理
fifo_expire_sync
:這個參數(shù)跟上面的類似，區(qū)別是用來設(shè)置同步請求的超時時間
slice_idle
:參數(shù)設(shè)置了一個等待時間。這讓cfq在切換cfq_queue或service tree的時候等待一段時間，目的是提高機械硬盤的吞吐量。一般情況下，來自同一個cfq_queue或者service tree的IO請求的尋址局部性更好，所以這樣可以減少磁盤的尋址次數(shù)。這個值在機械硬盤上默認(rèn)為非零。當(dāng)然在固態(tài)硬盤或者硬RAID設(shè)備上設(shè)置這個值為非零會降低存儲的效率，因為固態(tài)硬盤沒有磁頭尋址這個概念，所以在這樣的設(shè)備上應(yīng)該設(shè)置為0，關(guān)閉此功能
group_idle
:這個參數(shù)也跟上一個參數(shù)類似，區(qū)別是當(dāng)cfq要切換cfq_group的時候會等待一段時間。在cgroup的場景下，如果我們沿用slice_idle的方式，那么空轉(zhuǎn)等待可能會在cgroup組內(nèi)每個進(jìn)程的cfq_queue切換時發(fā)生。這樣會如果這個進(jìn)程一直有請求要處理的話，那么直到這個cgroup的配額被耗盡，同組中的其它進(jìn)程也可能無法被調(diào)度到。這樣會導(dǎo)致同組中的其它進(jìn)程餓死而產(chǎn)生IO性能瓶頸。在這種情況下，我們可以將slice_idle ＝ 0而group_idle ＝ 8。這樣空轉(zhuǎn)等待就是以cgroup為單位進(jìn)行的，而不是以cfq_queue的進(jìn)程為單位進(jìn)行，以防止上述問題產(chǎn)生
low_latency
:這個是用來開啟或關(guān)閉cfq的低延時（low latency）模式的開關(guān)。當(dāng)這個開關(guān)打開時，cfq將會根據(jù)target_latency的參數(shù)設(shè)置來對每一個進(jìn)程的分片時間（slice time）進(jìn)行重新計算。這將有利于對吞吐量的公平（默認(rèn)是對時間片分配的公平）。關(guān)閉這個參數(shù)（設(shè)置為0）將忽略target_latency的值。這將使系統(tǒng)中的進(jìn)程完全按照時間片方式進(jìn)行IO資源分配。這個開關(guān)默認(rèn)是打開的
target_latency
:當(dāng)low_latency的值為開啟狀態(tài)時，cfq將根據(jù)這個值重新計算每個進(jìn)程分配的IO時間片長度
quantum
:這個參數(shù)用來設(shè)置每次從cfq_queue中處理多少個IO請求。在一個隊列處理事件周期中，超過這個數(shù)字的IO請求將不會被處理。這個參數(shù)只對同步的請求有效
slice_sync
:當(dāng)一個cfq_queue隊列被調(diào)度處理時，它可以被分配的處理總時間是通過這個值來作為一個計算參數(shù)指定的。公式為： time_slice = slice_sync + (slice_sync/5 * (4 – prio)) 這個參數(shù)對同步請求有效
slice_async
:這個值跟上一個類似，區(qū)別是對異步請求有效
slice_async_rq
:這個參數(shù)用來限制在一個slice的時間范圍內(nèi)，一個隊列最多可以處理的異步請求個數(shù)。請求被處理的更大個數(shù)還跟相關(guān)進(jìn)程被設(shè)置的io優(yōu)先級有關(guān)
通常在Linux上使用的IO接口是同步方式的，進(jìn)程調(diào)用 write / read 之后會阻塞陷入到內(nèi)核態(tài)，直到本次IO過程完成之后，才能繼續(xù)執(zhí)行，下面介紹的異步IO則沒有這種限制，但是當(dāng)前Linux異步IO尚未成熟
目前Linux aio還處于較不成熟的階段，只能在 O_DIRECT 方式下才能使用(glibc_aio)，也就是無法使用默認(rèn)的Page Cache機制
正常情況下，使用aio族接口的簡要方式如下：
io_uring 是 2023 年 5 月發(fā)布的 Linux 5.1 加入的一個重大特性 —— Linux 下的全新的異步 I/O 支持，希望能徹底解決長期以來 Linux AIO 的各種不足
io_uring 實現(xiàn)異步 I/O 的方式其實是一個生產(chǎn)者-消費者模型:
邏輯卷管理
RAID0
RAID1
RAID5（糾錯）
條帶化
Linux系統(tǒng)性能調(diào)整：IO過程
Linux的IO調(diào)度
一個IO的傳奇一生
理解inode
Linux 文件系統(tǒng)是怎么工作的？
Linux中Buffer cache性能問題一探究竟
Asynchronous I/O and event notification on linux
AIO 的新歸宿：io_uring
關(guān)于linux非阻塞i o模型的介紹到此就結(jié)束了，不知道你從中找到你需要的信息了嗎 ？如果你還想了解更多這方面的信息，記得收藏關(guān)注本站。
創(chuàng)新互聯(lián)服務(wù)器托管擁有成都T3+級標(biāo)準(zhǔn)機房資源，具備完善的安防設(shè)施、三線及BGP網(wǎng)絡(luò)接入帶寬達(dá)10T，機柜接入千兆交換機，能夠有效保證服務(wù)器托管業(yè)務(wù)安全、可靠、穩(wěn)定、高效運行；創(chuàng)新互聯(lián)專注于成都服務(wù)器托管租用十余年，得到成都等地區(qū)行業(yè)客戶的一致認(rèn)可。
當(dāng)前題目：Linux非阻塞IO模型簡介(linux非阻塞io模型)
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