万事须己运，他得非我贤。这篇文章主要讲述#yyds干货盘点#深入理解 Linux 的 I/O 系统相关的知识，希望能为你提供帮助。
传统的 System Call I/O在 Linux 系统中，传统的访问方式是通过 write() 和 read() 两个系统调用实现的，通过 read() 函数读取文件到到缓存区中，然后通过 write() 方法把缓存中的数据输出到网络端口。
read(file_fd, tmp_buf, len);
write(socket_fd, tmp_buf, len);
下图分别对应传统 I/O 操作的数据读写流程，整个过程涉及 2 次 CPU 拷贝、2 次 DMA 拷贝，总共 4 次拷贝，以及 4 次上下文切换。
- CPU 拷贝：
由 CPU 直接处理数据的传送，数据拷贝时会一直占用 CPU 的资源。 - DMA 拷贝：
由 CPU 向DMA磁盘控制器下达指令，让 DMA 控制器来处理数据的传送，数据传送完毕再把信息反馈给 CPU，从而减轻了 CPU 资源的占有率。 - 上下文切换：
当用户程序向内核发起系统调用时，CPU 将用户进程从用户态切换到内核态；
当系统调用返回时，CPU 将用户进程从内核态切换回用户态。
read(file_fd, tmp_buf, len);
基于传统的 I/O 读取方式，read 系统调用会触发 2 次上下文切换，1 次 DMA 拷贝和 1 次 CPU 拷贝。
发起数据读取的流程如下：
- 用户进程通过 read() 函数向 Kernel 发起 System Call，上下文从 user space 切换为 kernel space。
- CPU 利用 DMA 控制器将数据从主存或硬盘拷贝到 kernel space 的读缓冲区（Read Buffer）。
- CPU 将读缓冲区（Read Buffer）中的数据拷贝到 user space 的用户缓冲区（User Buffer）。
- 上下文从 kernel space 切换回用户态（User Space），read 调用执行返回。
write(socket_fd, tmp_buf, len);
基于传统的 I/O 写入方式，write() 系统调用会触发 2 次上下文切换，1 次 CPU 拷贝和 1 次 DMA 拷贝。
用户程序发送网络数据的流程如下：
- 用户进程通过 write() 函数向 kernel 发起 System Call，上下文从 user space 切换为 kernel space。
- CPU 将用户缓冲区（User Buffer）中的数据拷贝到 kernel space 的网络缓冲区（Socket Buffer）。
- CPU 利用 DMA 控制器将数据从网络缓冲区（Socket Buffer）拷贝到 NIC 进行数据传输。
- 上下文从 kernel space 切换回 user space，write 系统调用执行返回。
磁盘 I/O
高性能优化的 I/O
- 零拷贝技术。
- 多路复用技术。
- 页缓存（PageCache）技术。
页缓存读取策略：当进程发起一个读操作 （比如，进程发起一个 read() 系统调用），它首先会检查需要的数据是否在页缓存中：
- 如果在，则放弃访问磁盘，而直接从页缓存中读取。
- 如果不在，则内核调度块 I/O 操作从磁盘去读取数据，并读入紧随其后的少数几个页面（不少于一个页面，通常是三个页面），然后将数据放入页缓存中。
页缓存写策略：当进程发起 write 系统调用写数据到文件中，先写到页缓存，然后方法返回。此时数据还没有真正的保存到文件中去，Linux 仅仅将页缓存中的这一页数据标记为 “脏”，并且被加入到脏页链表中。
然后，由 flusher 回写线程周期性将脏页链表中的页写到磁盘，让磁盘中的数据和内存中保持一致，最后清理“脏”标识。在以下三种情况下，脏页会被写回磁盘：
- 空闲内存低于一个特定阈值。
- 脏页在内存中驻留超过一个特定的阈值时。
- 当用户进程调用 sync() 和 fsync() 系统调用时。
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