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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(gè)操作在傳輸數(shù)據(jù)時(shí)遇到阻塞，那么程序就會(huì)停下來(lái)等待傳輸完成，這樣就會(huì)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(gè)程序的運(yùn)行效率，為了解決這個(gè)問題，Linux 采用了非阻塞 IO 模型。下面我們就簡(jiǎn)要介紹一下這個(gè)模型。
1. 阻塞 IO 模型
在傳統(tǒng)的阻塞 IO 模型中，當(dāng)一個(gè) I/O 操作被阻塞時(shí)，程序會(huì)停止執(zhí)行，直到相應(yīng)的操作完成后程序才會(huì)繼續(xù)執(zhí)行。以一個(gè)簡(jiǎn)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(lái)，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(gè)程序就會(huì)處于等待狀態(tài)，直到數(shù)據(jù)發(fā)送成功才會(huì)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(gè)操作遇到阻塞時(shí)，不再將程序掛起等待，而是立即返回一個(gè) EAGN 或 EWOULDBLOCK 錯(cuò)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(shí)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(gè)觀察者，從而實(shí)現(xiàn)對(duì)多個(gè)文件描述符（socket）的異步控制。這樣我們就可以同時(shí)監(jiān)聽多個(gè)文件描述符上的事件，只有當(dāng)有一個(gè)或多個(gè)文件描述符有事件發(fā)生時(shí)，才會(huì)觸發(fā)相應(yīng)的回調(diào)函數(shù)來(lái)處理這些事件，這就是所謂的“異步回調(diào)”，在這個(gè)回調(diào)函數(shù)中可以讀取或?qū)懭霐?shù)據(jù)，實(shí)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(shí)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(shí)控制的文件描述符數(shù)量有限，而且每次調(diào)用 select 都會(huì)掃描整個(gè)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(dòng)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(jī)制，只在有 I/O 事件到來(lái)時(shí)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(dòng)態(tài)添加或刪除文件描述符。
4.
本文簡(jiǎn)要介紹了 Linux 中非阻塞 IO 模型的實(shí)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(shí)現(xiàn)非阻塞 IO 模型的核心補(bǔ)充手段。對(duì)于網(wǎng)絡(luò)編程人員來(lái)說，理解非阻塞 IO 模型的原理、特點(diǎn)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(yùn)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(shí)，你已經(jīng)不用來(lái)問這個(gè)問題了。具體到某個(gè)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(gè)時(shí)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(shí)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(chǔ)方式, 數(shù)據(jù)是如何存儲(chǔ)的，又通過怎樣的方式被訪問？
機(jī)械硬盤主要由磁盤盤片、磁頭、主軸與傳動(dòng)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(shí)，讀寫磁頭沿徑向移動(dòng)，移到要讀取的扇區(qū)所在磁道的上方，這段時(shí)間稱為
尋道時(shí)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(shí)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(shí)間稱為
旋轉(zhuǎn)延遲時(shí)間(rotational latencytime)
。然后再讀寫數(shù)據(jù)，讀手租寫數(shù)據(jù)也需要時(shí)間，這段時(shí)間稱為
傳輸時(shí)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?yàn)楫吅谜资请娦盘?hào)方式， 沒有任何物理結(jié)構(gòu)， 所以尋址速度非?？烨遗c數(shù)據(jù)存儲(chǔ)位置無(wú)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(shí)到底發(fā)生了什么?
在一個(gè)IO過程中，以下5個(gè)API/系統(tǒng)調(diào)用是必不可少的
Create 函數(shù)用來(lái)打開一個(gè)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(gè)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(shí)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(shí)現(xiàn)文件的讀寫過程
O_SYNC (先寫緩存, 但是需要實(shí)際落襪粗盤之后才返回, 如果接下來(lái)有讀請(qǐng)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(hào)機(jī)制實(shí)現(xiàn), 不推薦, 直接用aio_xxx)
O_NOATIME (讀取的時(shí)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(gè)IO的傳奇一生 這里有一篇非常好的資料，講述了整個(gè)IO過程；
下面簡(jiǎn)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(jí)描述了整個(gè)文件系統(tǒng)的信息。為了保證可靠性，可以在每個(gè)塊組中對(duì)superblock進(jìn)行備份。為了避免superblock冗余過多，可以采用稀疏存儲(chǔ)的方式，即在若干個(gè)塊組中對(duì)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(duì)整個(gè)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(gè)文件使用，那么位圖中的對(duì)應(yīng)位會(huì)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(gè)inode資源已經(jīng)使用，那么對(duì)應(yīng)位會(huì)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(gè)文件是由inode進(jìn)行描述的。一個(gè)文件占用的數(shù)據(jù)塊block是通過inode管理起來(lái)的
。在inode結(jié)構(gòu)中保存了直接塊指針、一級(jí)間接塊指針、二級(jí)間接塊指針和三級(jí)間接塊指針。對(duì)于一個(gè)小文件，直接可以采用直接塊指針實(shí)現(xiàn)對(duì)文件塊的訪問；對(duì)于一個(gè)大文件，需要采用間接塊指針實(shí)現(xiàn)對(duì)文件塊的訪問
最簡(jiǎn)單的調(diào)度器。它本質(zhì)上就是一個(gè)鏈表實(shí)現(xiàn)的
fifo
隊(duì)列，并對(duì)請(qǐng)求進(jìn)行簡(jiǎn)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(qǐng)求被分成了兩個(gè)隊(duì)列， 一個(gè)用訪問地址作為索引，一個(gè)用進(jìn)入時(shí)間作為索引，并且采用兩種方式將這些request管理起來(lái)；
在請(qǐng)求處理的過程中，deadline算法會(huì)優(yōu)先處理那些訪問地址臨近的請(qǐng)求，這樣可以更大程度的減少磁盤抖動(dòng)的可能性。
只有在有些request即將被餓死的時(shí)候，或者沒有辦法進(jìn)行磁盤順序化操作的時(shí)候，deadline才會(huì)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(qǐng)求的超時(shí)時(shí)間設(shè)置(ms)。當(dāng)一個(gè)讀請(qǐng)求入隊(duì)deadline的時(shí)候，其過期時(shí)間將被設(shè)置為當(dāng)前時(shí)間＋read_expire，并放倒fifo_list中進(jìn)行排序
write_expire
:寫請(qǐng)求的超時(shí)時(shí)間設(shè)置(ms)
fifo_batch
:在順序（sort_list）請(qǐng)求進(jìn)行處理的時(shí)候，deadline將以batch為單位進(jìn)行處理。每一個(gè)batch處理的請(qǐng)求個(gè)數(shù)為這個(gè)參數(shù)所限制的個(gè)數(shù)。在一個(gè)batch處理的過程中，不會(huì)產(chǎn)生是否超時(shí)的檢查，也就不會(huì)產(chǎn)生額外的磁盤尋道時(shí)間。這個(gè)參數(shù)可以用來(lái)平衡順序處理和饑餓時(shí)間的矛盾，當(dāng)饑餓時(shí)間需要盡可能的符合預(yù)期的時(shí)候，我們可以調(diào)小這個(gè)值，以便盡可能多的檢查是否有饑餓產(chǎn)生并及時(shí)處理。增大這個(gè)值當(dāng)然也會(huì)增大吞吐量，但是會(huì)導(dǎo)致處理饑餓請(qǐng)求的延時(shí)變長(zhǎng)
writes_starved
:這個(gè)值是在上述deadline出隊(duì)處理之一步時(shí)做檢查用的。用來(lái)判斷當(dāng)讀隊(duì)列不為空時(shí)，寫隊(duì)列的饑餓程度是否足夠高，以時(shí)deadline放棄讀請(qǐng)求的處理而處理寫請(qǐng)求。當(dāng)檢查存在有寫請(qǐng)求的時(shí)候，deadline并不會(huì)立即對(duì)寫請(qǐng)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(jì)，如果這是之一次檢查到有寫請(qǐng)求進(jìn)行處理，那么這個(gè)計(jì)數(shù)就為1。如果此時(shí)writes_starved值為2，則我們認(rèn)為此時(shí)饑餓程度還不足夠高，所以繼續(xù)處理讀請(qǐng)求。只有當(dāng)starved >= writes_starved的時(shí)候，deadline才回去處理寫請(qǐng)求?？梢哉J(rèn)為這個(gè)值是用來(lái)平衡deadline對(duì)讀寫請(qǐng)求處理優(yōu)先級(jí)狀態(tài)的，這個(gè)值越大，則寫請(qǐng)求越被滯后處理，越小，寫請(qǐng)求就越可以獲得趨近于讀請(qǐng)求的優(yōu)先級(jí)
front_merges
:當(dāng)一個(gè)新請(qǐng)求進(jìn)入隊(duì)列的時(shí)候，如果其請(qǐng)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(gè)合并可能有兩種情況，一個(gè)是向當(dāng)前位置后合并，另一種是向前合并。在某些場(chǎng)景下，向前合并是不必要的，那么我們就可以通過這個(gè)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(gè)request時(shí)，首先需要選擇一個(gè)一個(gè)合適的cfq_group。Cfq調(diào)度器會(huì)為每個(gè)cfq_group分配一個(gè)時(shí)間片，當(dāng)這個(gè)時(shí)間片耗盡之后，會(huì)選擇下一個(gè)cfq_group。每個(gè)cfq_group都會(huì)分配一個(gè)vdisktime，并且通過該值采用紅黑樹對(duì)cfq_group進(jìn)行排序。在調(diào)度的過程中，每次都會(huì)選擇一個(gè)vdisktime最小的cfq_group進(jìn)行處理。
一個(gè)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(duì)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(jí)展開的
通過優(yōu)先級(jí)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(gè)合適的cfq_queue。每個(gè)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(gè)cfq_queue都會(huì)維護(hù)自己的service time。分析到這里，我們知道，cfq算法通過每個(gè)cfq_group的vdisktime值來(lái)選定一個(gè)cfq_group進(jìn)行服務(wù)，在處理cfq_group的過程通過優(yōu)先級(jí)選擇一個(gè)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(shí)現(xiàn)
一個(gè)cfq_queue被選定之后，后面的過程和deadline算法有點(diǎn)類似。在選擇request的時(shí)候需要考慮每個(gè)request的延遲等待時(shí)間，選擇那種等待時(shí)間最長(zhǎng)的request進(jìn)行處理。但是，考慮到磁盤抖動(dòng)的問題，cfq在處理的時(shí)候也會(huì)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(gè)值是跟向前尋址進(jìn)行比較的
fifo_expire_async
:設(shè)置異步請(qǐng)求的超時(shí)時(shí)間。同步請(qǐng)求和異步請(qǐng)求是區(qū)分不同隊(duì)列處理的，cfq在調(diào)度的時(shí)候一般情況都會(huì)優(yōu)先處理同步請(qǐng)求，之后再處理異步請(qǐng)求，除非異步請(qǐng)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(duì)列被調(diào)度時(shí)，cfq會(huì)優(yōu)先檢查是否有異步請(qǐng)求超時(shí)，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(gè)超時(shí)的請(qǐng)求，其余請(qǐng)求仍然按照優(yōu)先級(jí)以及扇區(qū)編號(hào)大小來(lái)處理
fifo_expire_sync
:這個(gè)參數(shù)跟上面的類似，區(qū)別是用來(lái)設(shè)置同步請(qǐng)求的超時(shí)時(shí)間
slice_idle
:參數(shù)設(shè)置了一個(gè)等待時(shí)間。這讓cfq在切換cfq_queue或service tree的時(shí)候等待一段時(shí)間，目的是提高機(jī)械硬盤的吞吐量。一般情況下，來(lái)自同一個(gè)cfq_queue或者service tree的IO請(qǐng)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(gè)值在機(jī)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(gè)值為非零會(huì)降低存儲(chǔ)的效率，因?yàn)楣虘B(tài)硬盤沒有磁頭尋址這個(gè)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(gè)參數(shù)也跟上一個(gè)參數(shù)類似，區(qū)別是當(dāng)cfq要切換cfq_group的時(shí)候會(huì)等待一段時(shí)間。在cgroup的場(chǎng)景下，如果我們沿用slice_idle的方式，那么空轉(zhuǎn)等待可能會(huì)在cgroup組內(nèi)每個(gè)進(jìn)程的cfq_queue切換時(shí)發(fā)生。這樣會(huì)如果這個(gè)進(jìn)程一直有請(qǐng)求要處理的話，那么直到這個(gè)cgroup的配額被耗盡，同組中的其它進(jìn)程也可能無(wú)法被調(diào)度到。這樣會(huì)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(gè)是用來(lái)開啟或關(guān)閉cfq的低延時(shí)（low latency）模式的開關(guān)。當(dāng)這個(gè)開關(guān)打開時(shí)，cfq將會(huì)根據(jù)target_latency的參數(shù)設(shè)置來(lái)對(duì)每一個(gè)進(jìn)程的分片時(shí)間（slice time）進(jìn)行重新計(jì)算。這將有利于對(duì)吞吐量的公平（默認(rèn)是對(duì)時(shí)間片分配的公平）。關(guān)閉這個(gè)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(shí)間片方式進(jìn)行IO資源分配。這個(gè)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(shí)，cfq將根據(jù)這個(gè)值重新計(jì)算每個(gè)進(jìn)程分配的IO時(shí)間片長(zhǎng)度
quantum
:這個(gè)參數(shù)用來(lái)設(shè)置每次從cfq_queue中處理多少個(gè)IO請(qǐng)求。在一個(gè)隊(duì)列處理事件周期中，超過這個(gè)數(shù)字的IO請(qǐng)求將不會(huì)被處理。這個(gè)參數(shù)只對(duì)同步的請(qǐng)求有效
slice_sync
:當(dāng)一個(gè)cfq_queue隊(duì)列被調(diào)度處理時(shí)，它可以被分配的處理總時(shí)間是通過這個(gè)值來(lái)作為一個(gè)計(jì)算參數(shù)指定的。公式為： time_slice = slice_sync + (slice_sync/5 * (4 – prio)) 這個(gè)參數(shù)對(duì)同步請(qǐng)求有效
slice_async
:這個(gè)值跟上一個(gè)類似，區(qū)別是對(duì)異步請(qǐng)求有效
slice_async_rq
:這個(gè)參數(shù)用來(lái)限制在一個(gè)slice的時(shí)間范圍內(nèi)，一個(gè)隊(duì)列最多可以處理的異步請(qǐng)求個(gè)數(shù)。請(qǐng)求被處理的更大個(gè)數(shù)還跟相關(guān)進(jìn)程被設(shè)置的io優(yōu)先級(jí)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(huì)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(wú)法使用默認(rèn)的Page Cache機(jī)制
正常情況下，使用aio族接口的簡(jiǎn)要方式如下：
io_uring 是 2023 年 5 月發(fā)布的 Linux 5.1 加入的一個(gè)重大特性 —— Linux 下的全新的異步 I/O 支持，希望能徹底解決長(zhǎng)期以來(lái) Linux AIO 的各種不足
io_uring 實(shí)現(xiàn)異步 I/O 的方式其實(shí)是一個(gè)生產(chǎn)者-消費(fèi)者模型:
邏輯卷管理
RAID0
RAID1
RAID5（糾錯(cuò)）
條帶化
Linux系統(tǒng)性能調(diào)整：IO過程
Linux的IO調(diào)度
一個(gè)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
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當(dāng)前題目：Linux非阻塞IO模型簡(jiǎn)介(linux非阻塞io模型)
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