阻塞 / 非阻塞 VS 同步 / 异步
第一种是阻塞 I/O。阻塞 I/O 发起的 read 请求，线程会被挂起，一直等到内核数据准备好，并把数据从内核区域拷贝到应用程序的缓冲区中，当拷贝过程完成，read 请求调用才返回。接下来，应用程序就可以对缓冲区的数据进行数据解析
第二种是非阻塞 I/O。非阻塞的 read 请求在数据未准备好的情况下立即返回，应用程序可以不断轮询内核，直到数据准备好，内核将数据拷贝到应用程序缓冲，并完成这次 read 调用。注意，这里最后一次 read 调用，获取数据的过程，是一个同步的过程。这里的同步指的是内核区域的数据拷贝到缓存区这个过程。
每次让应用程序去轮询内核的 I/O 是否准备好，是一个不经济的做法，因为在轮询的过程中应用进程啥也不能干。于是，像 select、poll 这样的 I/O 多路复用技术就隆重登场了。通过 I/O 事件分发，当内核数据准备好时，再通知应用程序进行操作。这个做法大大改善了应用进程对 CPU 的利用率，在没有被通知的情况下，应用进程可以使用 CPU 做其他的事情。
注意，这里 read 调用，获取数据的过程，也是一个同步的过程。
第一种阻塞 I/O 我想你已经比较了解了，在阻塞 I/O 的情况下，应用程序会被挂起，直到获取数据。第二种非阻塞 I/O 和第三种基于非阻塞 I/O 的多路复用技术，获取数据的操作不会被阻塞。
无论是第一种阻塞 I/O，还是第二种非阻塞 I/O，第三种基于非阻塞 I/O 的多路复用都是同步调用技术。为什么这么说呢？因为同步调用、异步调用的说法，是对于获取数据的过程而言的，前面几种最后获取数据的 read 操作调用，都是同步的，在 read 调用时，内核将数据从内核空间拷贝到应用程序空间，这个过程是在 read 函数中同步进行的，如果内核实现的拷贝效率很差，read 调用就会在这个同步过程中消耗比较长的时间。
而真正的异步调用则不用担心这个问题，我们接下来就来介绍第四种 I/O 技术，当我们发起 aio_read 之后，就立即返回，内核自动将数据从内核空间拷贝到应用程序空间，这个拷贝过程是异步的，内核自动完成的，和前面的同步操作不一样，应用程序并不需要主动发起拷贝动作。
基于这个例子，针对以上的场景，我们可以这么理解。
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第一种阻塞 I/O 就是你去了书店，告诉老板你想要某本书，然后你就一直在那里等着，直到书店老板翻箱倒柜找到你想要的书
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第二种非阻塞 I/O 类似于你去了书店，问老板有没有一本书，老板告诉你没有，你就离开了。一周以后，你又来这个书店，再问这个老板，老板一查，有了，于是你买了这本书。
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第三种基于非阻塞的 I/O 多路复用，你来到书店告诉老板：“老板，到货给我打电话吧，我再来付钱取书。
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第四种异步 I/O 就是你连去书店取书的过程也想省了，你留下地址，付了书费，让老板到货时寄给你，你直接在家里拿到就可以看了。
这里放置了一张表格，总结了以上几种 I/O 模型。
aio_read 和 aio_write 的用法
听起来，异步 I/O 有一种高大上的感觉。其实，异步 I/O 用起来倒是挺简单的。下面我们看一下一个具体的例子：
#include "lib/common.h"
#include <aio.h>
const int BUF_SIZE = 512;
int main() {
int err;
int result_size;
// 创建一个临时文件
char tmpname[256];
snprintf(tmpname, sizeof(tmpname), "/tmp/aio_test_%d", getpid());
unlink(tmpname);
int fd = open(tmpname, O_CREAT | O_RDWR | O_EXCL, S_IRUSR | S_IWUSR);
if (fd == -1) {
error(1, errno, "open file failed ");
}
char buf[BUF_SIZE];
struct aiocb aiocb;
//初始化buf缓冲，写入的数据应该为0xfafa这样的,
memset(buf, 0xfa, BUF_SIZE);
memset(&aiocb, 0, sizeof(struct aiocb));
aiocb.aio_fildes = fd;
aiocb.aio_buf = buf;
aiocb.aio_nbytes = BUF_SIZE;
//开始写
if (aio_write(&aiocb) == -1) {
printf(" Error at aio_write(): %s\n", strerror(errno));
close(fd);
exit(1);
}
//因为是异步的，需要判断什么时候写完
while (aio_error(&aiocb) == EINPROGRESS) {
printf("writing... \n");
}
//判断写入的是否正确
err = aio_error(&aiocb);
result_size = aio_return(&aiocb);
if (err != 0 || result_size != BUF_SIZE) {
printf(" aio_write failed() : %s\n", strerror(err));
close(fd);
exit(1);
}
//下面准备开始读数据
char buffer[BUF_SIZE];
struct aiocb cb;
cb.aio_nbytes = BUF_SIZE;
cb.aio_fildes = fd;
cb.aio_offset = 0;
cb.aio_buf = buffer;
// 开始读数据
if (aio_read(&cb) == -1) {
printf(" air_read failed() : %s\n", strerror(err));
close(fd);
}
//因为是异步的，需要判断什么时候读完
while (aio_error(&cb) == EINPROGRESS) {
printf("Reading... \n");
}
// 判断读是否成功
int numBytes = aio_return(&cb);
if (numBytes != -1) {
printf("Success.\n");
} else {
printf("Error.\n");
}
// 清理文件句柄
close(fd);
return 0;
}
这个程序展示了如何使用 aio 系列函数来完成异步读写。主要用到的函数有:
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aio_write：用来向内核提交异步写操作；
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aio_read：用来向内核提交异步读操作；
-
aio_error：获取当前异步操作的状态；
-
aio_return：获取异步操作读、写的字节数。
这个程序一开始使用 aio_write 方法向内核提交了一个异步写文件的操作。第 23-27 行是这个异步写操作的结构体。结构体 aiocb 是应用程序和操作系统内核传递的异步申请数据结构，这里我们使用了文件描述符、缓冲区指针 aio_buf 以及需要写入的字节数 aio_nbytes。
struct aiocb {
int aio_fildes; /* File descriptor */
off_t aio_offset; /* File offset */
volatile void *aio_buf; /* Location of buffer */
size_t aio_nbytes; /* Length of transfer */
int aio_reqprio; /* Request priority offset */
struct sigevent aio_sigevent; /* Signal number and value */
int aio_lio_opcode; /* Operation to be performed */
};
这里我们用了一个 0xfa 的缓冲区，这在后面的演示中可以看到结果。
30-34 行向系统内核申请了这个异步写操作，并且在 37-39 行查询异步动作的结果，当其结束时在 42-48 行判断写入的结果是否正确。
紧接着，我们使用了 aio_read 从文件中读取这些数据。为此，我们准备了一个新的 aiocb 结构体，告诉内核需要把数据拷贝到 buffer 这个缓冲区中，和异步写一样，发起异步读之后在第 65-67 行一直查询异步读动作的结果。
接下来运行这个程序，我们看到屏幕上打印出一系列的字符，显示了这个操作是有内核在后台帮我们完成的。
./aio01
writing...
writing...
writing...
writing...
writing...
writing...
writing...
writing...
writing...
writing...
writing...
writing...
writing...
writing...
Reading...
Reading...
Reading...
Reading...
Reading...
Reading...
Reading...
Reading...
Reading...
Success.
打开 /tmp 目录下的 aio_test_xxxx 文件，可以看到，这个文件成功写入了我们期望的数据。
请注意，以上的读写，都不需要我们在应用程序里再发起调用，系统内核直接帮我们做好了。
Linux 下 socket 套接字的异步支持
aio 系列函数是由 POSIX 定义的异步操作接口，可惜的是，Linux 下的 aio 操作，不是真正的操作系统级别支持的，它只是由 GNU libc 库函数在用户空间借由 pthread 方式实现的，而且仅仅针对磁盘类 I/O，套接字 I/O 不支持。
也有很多 Linux 的开发者尝试在操作系统内核中直接支持 aio，例如一个叫做 Ben LaHaise 的人，就将 aio 实现成功 merge 到 2.5.32 中，这部分能力是作为 patch 存在的，但是，它依旧不支持套接字。
Solaris 倒是有真正的系统系别的 aio，不过还不是很确定它在套接字上的性能表现，特别是和磁盘 I/O 相比效果如何。
综合以上结论就是，Linux 下对异步操作的支持非常有限，这也是为什么使用 epoll 等多路分发技术加上非阻塞 I/O 来解决 Linux 下高并发高性能网络 I/O 问题的根本原因。
Windows 下的 IOCP 和 Proactor 模式
和 Linux 不同，Windows 下实现了一套完整的支持套接字的异步编程接口，这套接口一般被叫做 IOCompletetionPort(IOCP)。
这样，就产生了基于 IOCP 的所谓 Proactor 模式。
和 Reactor 模式一样，Proactor 模式也存在一个无限循环运行的 event loop 线程，但是不同于 Reactor 模式，这个线程并不负责处理 I/O 调用，它只是负责在对应的 read、write 操作完成的情况下，分发完成事件到不同的处理函数。
这里举一个 HTTP 服务请求的例子来说明：
1.客户端发起一个 GET 请求；
2.这个 GET 请求对应的字节流被内核读取完成，内核将这个完成事件放置到一个队列中；
3.event loop 线程，也就是 Poractor 从这个队列里获取事件，根据事件类型，分发到不同的处理函数上，比如一个 http handle 的 onMessage 解析函数；
4.HTTP request 解析函数完成报文解析；
5.业务逻辑处理，比如读取数据库的记录；
6.业务逻辑处理完成，开始 encode，完成之后，发起一个异步写操作；
7.这个异步写操作被内核执行，完成之后这个异步写操作被放置到内核的队列
中；
8.Proactor 线程获取这个完成事件，分发到 HTTP handler 的 onWriteCompled 方法执行。
从这个例子可以看出，由于系统内核提供了真正的“异步”操作，Proactor 不会再像 Reactor 一样，每次感知事件后再调用 read、write 方法完成数据的读写，它只负责感知事件完成，并由对应的 handler 发起异步读写请求，I/O 读写操作本身是由系统内核完成的。和前面看到的 aio 的例子一样，这里需要传入数据缓冲区的地址等信息，这样，系统内核才可以自动帮我们把数据的读写工作完成。
无论是 Reactor 模式，还是 Proactor 模式，都是一种基于事件分发的网络编程模式。Reactor 模式是基于待完成的 I/O 事件，而 Proactor 模式则是基于已完成的 I/O 事件，两者的本质，都是借由事件分发的思想，设计出可兼容、可扩展、接口友好的一套程序框架。
总结
和同步 I/O 相比，异步 I/O 的读写动作由内核自动完成，不过，在 Linux 下目前仅仅支持简单的基于本地文件的 aio 异步操作，这也使得我们在编写高性能网络程序时，首选 Reactor 模式，借助 epoll 这样的 I/O 分发技术完成开发；而 Windows 下的 IOCP 则是一种异步 I/O 的技术，并由此产生了和 Reactor 齐名的 Proactor 模式，借助这种模式，可以完成 Windows 下高性能网络程序设计。
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