先了解一下socket
socket是对TCP/IP协议的封装，应用层和TCP/IP协议簇之间的抽象层，对用户而言只需要调几个封装好的接口
工作流程：
服务端初始化socket，bind绑定端口，listen对端口监听，并等待客户端连接
客户端初始化socket连接，connect与服务端建立连接，请求数据
服务端返回数据给客户端，结束连接
文件描述符（fd）
在linux系统中一切皆文件，内核利用文件描述符来访问文件
我们可以在linux上执行 nc -l 80 启动一个服务
ps 获取nc进程id，在/proc/{pid}/fd 文件下可以看到有个文件描述符3指向刚刚启动的80端口的服务
我们可以再模拟一个clinet与8080服务进行通信：nc localhost 8080
可以看到fd下有了一个文件描述符4指向与80端口建立socket连接的client
再补充一点知识 ...
Linux内核
我们知道计算机的组成有CPU、内存、硬盘以及网卡声卡等，而在一个操作系统中，谁来管理这些硬件呢？比如我们运行一段代码，我们需要cpu来计算，需要内存来存储我们的变量，以及硬盘存储我们的一些资源文件，这时候计算机是怎么调度这些硬件设备呢？
应用程序运行在操作系统之上，操作系统通过内核去访问硬件资源
内核是操作系统的重要组成部分，对应用程序执行流程管理，负责整个硬件的驱动
用户态、内核态
用户态：应用程序运行的空间
内核态：控制计算机硬件资源
当我们运行一段程序就可能存在用户态和内核态的切换，因为一些硬件的操作会交给内核做。用户不能直接操作系统底层资源，同时也可以保证操作体统的安全提供更稳定的运行环境
触发用户态到内核的切换：
系统调用：应用程序向操作系统发出的服务请求
中断：来自硬件设备的处理请求
异常：非法指令或其它原因导致当前指令执行失败
像我们申请堆内存会调用malloc() 函数，这是在用户态，而malloc函数实际上会调用系统的brk()或者mmap()函数分配一段虚拟空间，此时属于内核态
linux 执行man syscalls可以看到所有内核提供系统调用的函数
I/O模型
linux 有5种I/O模型：
1、阻塞I/O（blocking IO）
2、非阻塞I/O (nonblocking I/O)
3、I/O 复用 (I/O multiplexing)
4、信号驱动I/O (signal driven I/O)
5、异步I/O (asynchronous I/O)
比如我们现在需要设计一个服务，它可以接受多个客户端同时请求，你会怎么设计？
下面我们将顺着阻塞I/O-->非阻塞I/O-->I/O多路复用这条线路展开
阻塞I/O
假设客户端C1通过connect与服务端建立连接，服务端会一直blocking，直到与C1交互完成，别的请求才可以进来
服务器要支持同时处理多个客户端的请求，就需要开多个线程去处理不同客户端的请求来达到并发。但是如果有上万个客户端同时请求，你的服务就可能支撑不住了，因为多线程上下文切换需要大量的计算，带来消耗非常高
什么是上下文切换呢？
线程是CPU最小的执行单位，一个CPU在某一时刻只能执行一个任务，CPU通过时间片轮转算法执行任务，当一个时间片执行完成后会切换到下一个线程，时间片很短，看起来像多个线程并发执行
假设我的代码有20行，由于时间片很短，很有可能执行到第5行就被切换到下一个任务，此时需要保存当前线程的运行状态，等待CPU下一次的调度，恢复状态继续执行即可
上下文切换简单来说就是存储和还原CPU的状态，当线程的数量上来时，上下文切换对CPU的开销是非常大的
那么单个线程可以实现多个客户端的请求吗？
非阻塞I/O
假设客户端C1通过connect与服务端建立连接，并开始发出请求向服务端write数据，同时客户端C2也想与服务端建立连接，服务端此时不阻塞并且接受C2的请求，服务端会把客户端的fd都放在一个数组，然后依次遍历处理每个客户fd到内核空间询问是否有数据到达
那么，服务器同时处理多个客户端的请求，使用单线程就可以支持了。用一个 循环监听各个客户端是否有数据到达
带来问题：比如同时有1w客户端连接时，那么数组里面会有1w个客户端的fd，如果前面9999个客户端都没有数据达到，也需要经过一次系统内核调用，也就是用户态到内核态的切换
I/O多路复用
select
select和非阻塞I/O一样，单线程支持多个客户端同时连接，假设C1、C2同时向服务端发送请求，服务端同样会把客户端的fd放在一个数组里面。不同的是此时的fdset会从用户态拷贝到内核态，存在内核里面，select在内核里面循环遍历客户端fdset是否有数据到达，如果有就返回给服务端做相应的处理
其实两者的区别就在于：非阻塞I/O是将遍历fdset的这件事情放到用户空间来做，而selsect从用户空间拷贝到内核空间，在内核里做
优化的地方是：只需一次全量从用户态拷贝到内核态，之后都只返回有数据到达的fd，服务端只需要拿到有数据返回的fd去内核空间取就可以了，不需要每次都遍历全部的fd去内核态取有数据返回的fd
我们经常会听到select会有限制1024个大小，但其实这个也是可以往上调的。为什么会是1024呢？
内核里面select会遍历fdset来拿到有数据到达的fd，select接收的参数并不是fdset的一个数组，而是一个bipmap，bitmap默认是1024，比如有fdset(fd4,fd5,fd8...) ，那么bitmap会是（00011001...）
带来问题：虽然fdset放到了内核空间去监听，但是假设有1w个客户端，还是需要循环遍历1w次
Poll
poll和select的工作原理一样，select和poll函数的区别在于它们定义的结构体不一样，参数不一样
1、selsect传入的是fd的bitmap会有1024的限制，poll传入的是fd数组，监听的描述符几乎不受限制
2、select监听的fd如果有数据到达会会将bitmap的fd置位做一个标记，这会导致每次重新遍历都需要生成一个新的bimap，而poll的结构体里面直接有个revevt参数标记，有数据到达只需置为1，重新遍历的时候将其置为0
epoll
epoll主要提供3个系统函数：
1、epoll_create(int size)：创建eventpoll对象，并返回一个与之关联的文件描述符fd
2、epoll_ctl(int epfd，int op，int fd，struct epoll_event * event)：应用程序向epoll中添加、删除和修改感兴趣的事件
epfd: epoll_create(）返回的文件描述符
op：操作动作（添加、修改或删除）}
fd：客户端的描述符
epoll_evevt：内核监听的事件对象
3、epoll_wait(int epfd，struct epoll_event * event，int maxevents, int timeout)：等待就绪事件，返回就绪事件个数
工作流程：服务器在初始化socket并开始监听时，会调用epoll_create() 方法，创建eventpoll对象并返回一个和对象关联的文件描述符，比如fd4，此时会在内核里面开辟一块fd4的空间。当有客户端C1向服务端建立连接时，会通过epoll_ctl()方法，将C1的文件描述符、操作动作以及事件对象放到fd4下的空间。此时epoll_wait()会等待就绪事件，如果事件就绪会从fd4下的空间拷贝到一个就绪列表，服务端从就绪列表消费
相对于selsect、poll，epoll不用循环遍历客户端的fdset来获取有数据到达的fd，而是把就绪的fd放到一块空间，服务端可以直接获取客户端请求的数据
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