导言

如今的网络应用早已从 CPU 密集型转向了 I/O 密集型，网络服务器大多是基于 C-S 模型，也即 客户端 - 服务端 模型，客户端需要和服务端进行大量的网络通信，这也决定了现代网络应用的性能瓶颈：I/O。

传统的 Linux 操作系统的标准 I/O 接口是基于数据拷贝操作的，即 I/O 操作会导致数据在操作系统内核地址空间的缓冲区和用户进程地址空间定义的缓冲区之间进行传输。设置缓冲区最大的好处是可以减少磁盘 I/O 的操作，如果所请求的数据已经存放在操作系统的高速缓冲存储器中，那么就不需要再进行实际的物理磁盘 I/O 操作；然而传统的 Linux I/O 在数据传输过程中的数据拷贝操作深度依赖 CPU，也就是说 I/O 过程需要 CPU 去执行数据拷贝的操作，因此导致了极大的系统开销，限制了操作系统有效进行数据传输操作的能力。

I/O 是决定网络服务器性能瓶颈的关键，而传统的 Linux I/O 机制又会导致大量的数据拷贝操作，损耗性能，所以我们亟需一种新的技术来解决数据大量拷贝的问题，这个答案就是零拷贝(Zero-copy)。

计算机存储器

既然要分析 Linux I/O，就不能不了解计算机的各类存储器。

存储器是计算机的核心部件之一，在完全理想的状态下，存储器应该要同时具备以下三种特性：

速度足够快：存储器的存取速度应当快于 CPU 执行一条指令，这样 CPU 的效率才不会受限于存储器

容量足够大：容量能够存储计算机所需的全部数据

价格足够便宜：价格低廉，所有类型的计算机都能配备

但是现实往往是残酷的，我们目前的计算机技术无法同时满足上述的三个条件，于是现代计算机的存储器设计采用了一种分层次的结构：

从顶至底，现代计算机里的存储器类型分别有：寄存器、高速缓存、主存和磁盘，这些存储器的速度逐级递减而容量逐级递增。存取速度最快的是寄存器，因为寄存器的制作材料和 CPU 是相同的，所以速度和 CPU 一样快，CPU 访问寄存器是没有时延的，然而因为价格昂贵，因此容量也极小，一般 32 位的 CPU 配备的寄存器容量是 32✖️32 Bit，64 位的 CPU 则是 64✖️64 Bit，不管是 32 位还是 64 位，寄存器容量都小于 1 KB，且寄存器也必须通过软件自行管理。

第二层是高速缓存，也即我们平时了解的 CPU 高速缓存 L1、L2、L3，一般 L1 是每个 CPU 独享，L3 是全部 CPU 共享，而 L2 则根据不同的架构设计会被设计成独享或者共享两种模式之一，比如 Intel 的多核芯片采用的是共享 L2 模式而 AMD 的多核芯片则采用的是独享 L2 模式。

第三层则是主存，也即主内存，通常称作随机访问存储器（Random Access Memory, RAM）。是与 CPU 直接交换数据的内部存储器。它可以随时读写（刷新时除外），而且速度很快，通常作为操作系统或其他正在运行中的程序的临时资料存储介质。

最后则是磁盘，磁盘和主存相比，每个二进制位的成本低了两个数量级，因此容量比之会大得多，动辄上 GB、TB，而问题是访问速度则比主存慢了大概三个数量级。机械硬盘速度慢主要是因为机械臂需要不断在金属盘片之间移动，等待磁盘扇区旋转至磁头之下，然后才能进行读写操作，因此效率很低。

主内存是操作系统进行 I/O 操作的重中之重，绝大部分的工作都是在用户进程和内核的内存缓冲区里完成的，因此我们接下来需要提前学习一些主存的相关原理。

物理内存

我们平时一直提及的物理内存就是上文中对应的第三种计算机存储器，RAM 主存，它在计算机中以内存条的形式存在，嵌在主板的内存槽上，用来加载各式各样的程序与数据以供 CPU 直接运行和使用。

虚拟内存

在计算机领域有一句如同摩西十诫般神圣的哲言："计算机科学领域的任何问题都可以通过增加一个间接的中间层来解决"，从内存管理、网络模型、并发调度甚至是硬件架构，都能看到这句哲言在闪烁着光芒，而虚拟内存则是这一哲言的完美实践之一。

虚拟内存是现代计算机中的一个非常重要的存储器抽象，主要是用来解决应用程序日益增长的内存使用需求：现代物理内存的容量增长已经非常快速了，然而还是跟不上应用程序对主存需求的增长速度，对于应用程序来说内存还是不够用，因此便需要一种方法来解决这两者之间的容量差矛盾。

计算机对多程序内存访问的管理经历了 静态重定位 --> 动态重定位 --> 交换(swapping)技术 --> 虚拟内存，最原始的多程序内存访问是直接访问绝对内存地址，这种方式几乎是完全不可用的方案，因为如果每一个程序都直接访问物理内存地址的话，比如两个程序并发执行以下指令的时候：

mov cx, 2

mov bx, 1000H

mov ds, bx

mov [0], cx

...

mov ax, [0]

add ax, ax

这一段汇编表示在地址 1000:0 处存入数值 2，然后在后面的逻辑中把该地址的值取出来乘以 2，最终存入 ax 寄存器的值就是 4，如果第二个程序存入 cx 寄存器里的值是 3，那么并发执行的时候，第一个程序最终从 ax 寄存器里得到的值就可能是 6，这就完全错误了，得到脏数据还顶多算程序结果错误，要是其他程序往特定的地址里写入一些危险的指令而被另一个程序取出来执行，还可能会导致整个系统的崩溃。所以，为了确保进程间互不干扰，每一个用户进程都需要实时知晓当前其他进程在使用哪些内存地址，这对于写程序的人来说无疑是一场噩梦。

因此，操作绝对内存地址是完全不可行的方案，那就只能用操作相对内存地址，我们知道每个进程都会有自己的进程地址，从 0 开始，可以通过相对地址来访问内存，但是这同样有问题，还是前面类似的问题，比如有两个大小为 16KB 的程序 A 和 B，现在它们都被加载进了内存，内存地址段分别是 0 ~ 16384，16384 ~ 32768。A 的第一条指令是 jmp 1024，而在地址 1024 处是一条 mov 指令，下一条指令是 add，基于前面的 mov 指令做加法运算，与此同时，B 的第一条指令是 jmp 1028，本来在 B 的相对地址 1028 处应该也是一条 mov 去操作自己的内存地址上的值，但是由于这两个程序共享了段寄存器，因此虽然他们使用了各自的相对地址，但是依然操作的还是绝对内存地址，于是 B 就会跳去执行 add 指令，这时候就会因为非法的内存操作而 crash。

有一种静态重定位的技术可以解决这个问题，它的工作原理非常简单粗暴：当 B 程序被加载到地址 16384 处之后，把 B 的所有相对内存地址都加上 16384，这样的话当 B 执行 jmp 1028 之时，其实执行的是 jmp 1028+16384，就可以跳转到正确的内存地址处去执行正确的指令了，但是这种技术并不通用，而且还会对程序装载进内存的性能有影响。

再往后，就发展出来了存储器抽象：地址空间，就好像进程是 CPU 的抽象，地址空间则是存储器的抽象，每个进程都会分配独享的地址空间，但是独享的地址空间又带来了新的问题：如何实现不同进程的相同相对地址指向不同的物理地址？最开始是使用动态重定位技术来实现，这是用一种相对简单的地址空间到物理内存的映射方法。

基本原理就是为每一个 CPU 配备两个特殊的硬件寄存器：基址寄存器和界限寄存器，用来动态保存每一个程序的起始物理内存地址和长度，比如前文中的 A，B 两个程序，当 A 运行时基址寄存器和界限寄存器就会分别存入 0 和 16384，而当 B 运行时则两个寄存器又会分别存入 16384 和 32768。然后每次访问指定的内存地址时，CPU 会在把地址发往内存总线之前自动把基址寄存器里的值加到该内存地址上，得到一个真正的物理内存地址，同时还会根据界限寄存器里的值检查该地址是否溢出，若是，则产生错误中止程序，动态重定位技术解决了静态重定位技术造成的程序装载速度慢的问题，但是也有新问题：每次访问内存都需要进行加法和比较运算，比较运算本身可以很快，但是加法运算由于进位传递时间的问题，除非使用特殊的电路，否则会比较慢。

然后就是 交换（swapping）技术，这种技术简单来说就是动态地把程序在内存和磁盘之间进行交换保存，要运行一个进程的时候就把程序的代码段和数据段调入内存，然后再把程序封存，存入磁盘，如此反复。为什么要这么麻烦？因为前面那两种重定位技术的前提条件是计算机内存足够大，能够把所有要运行的进程地址空间都加载进主存，才能够并发运行这些进程，但是现实往往不是如此，内存的大小总是有限的，所有就需要另一类方法来处理内存超载的情况，第一种便是简单的交换技术：

先把进程 A 换入内存，然后启动进程 B 和 C，也换入内存，接着 A 被从内存交换到磁盘，然后又有新的进程 D 调入内存，用了 A 退出之后空出来的内存空间，最后 A 又被重新换入内存，由于内存布局已经发生了变化，所以 A 在换入内存之时会通过软件或者在运行期间通过硬件（基址寄存器和界限寄存器）对其内存地址进行重定位，多数情况下都是通过硬件。

另一种处理内存超载的技术就是虚拟内存技术了，它比交换（swapping）技术更复杂而又更高效，是目前最新应用最广泛的存储器抽象技术：

虚拟内存的核心原理是：为每个程序设置一段"连续"的虚拟地址空间，把这个地址空间分割成多个具有连续地址范围的页 (page)，并把这些页和物理内存做映射，在程序运行期间动态映射到物理内存。当程序引用到一段在物理内存的地址空间时，由硬件立刻执行必要的映射；而当程序引用到一段不在物理内存中的地址空间时，由操作系统负责将缺失的部分装入物理内存并重新执行失败的指令：

虚拟地址空间按照固定大小划分成被称为页（page）的若干单元，物理内存中对应的则是页框（page frame）。这两者一般来说是一样的大小，如上图中的是 4KB，不过实际上计算机系统中一般是 512 字节到 1 GB，这就是虚拟内存的分页技术。因为是虚拟内存空间，每个进程分配的大小是 4GB (32 位架构)，而实际上当然不可能给所有在运行中的进程都分配 4GB 的物理内存，所以虚拟内存技术还需要利用到前面介绍的交换（swapping）技术，在进程运行期间只分配映射当前使用到的内存，暂时不使用的数据则写回磁盘作为副本保存，需要用的时候再读入内存，动态地在磁盘和内存之间交换数据。

其实虚拟内存技术从某种角度来看的话，很像是糅合了基址寄存器和界限寄存器之后的新技术。它使得整个进程的地址空间可以通过较小的单元映射到物理内存，而不需要为程序的代码和数据地址进行重定位。

进程在运行期间产生的内存地址都是虚拟地址，如果计算机没有引入虚拟内存这种存储器抽象技术的话，则 CPU 会把这些地址直接发送到内存地址总线上，直接访问和虚拟地址相同值的物理地址；如果使用虚拟内存技术的话，CPU 则是把这些虚拟地址通过地址总线送到内存管理单元（Memory Management Unit，MMU），MMU 将虚拟地址映射为物理地址之后再通过内存总线去访问物理内存：

虚拟地址（比如 16 位地址 8196=0010 000000000100）分为两部分：虚拟页号（高位部分）和偏移量（低位部分），虚拟地址转换成物理地址是通过页表（page table）来实现的，页表由页表项构成，页表项中保存了页框号、修改位、访问位、保护位和 "在/不在" 位等信息，从数学角度来说页表就是一个函数，入参是虚拟页号，输出是物理页框号，得到物理页框号之后复制到寄存器的高三位中，最后直接把 12 位的偏移量复制到寄存器的末 12 位构成 15 位的物理地址，即可以把该寄存器的存储的物理内存地址发送到内存总线：

在 MMU 进行地址转换时，如果页表项的 "在/不在" 位是 0，则表示该页面并没有映射到真实的物理页框，则会引发一个缺页中断，CPU 陷入操作系统内核，接着操作系统就会通过页面置换算法选择一个页面将其换出 (swap)，以便为即将调入的新页面腾出位置，如果要换出的页面的页表项里的修改位已经被设置过，也就是被更新过，则这是一个脏页 (dirty page)，需要写回磁盘更新改页面在磁盘上的副本，如果该页面是"干净"的，也就是没有被修改过，则直接用调入的新页面覆盖掉被换出的旧页面即可。

最后，还需要了解的一个概念是转换检测缓冲器（Translation Lookaside Buffer，TLB），也叫快表，是用来加速虚拟地址映射的，因为虚拟内存的分页机制，页表一般是保存内存中的一块固定的存储区，导致进程通过 MMU 访问内存比直接访问内存多了一次内存访问，性能至少下降一半，因此需要引入加速机制，即 TLB 快表，TLB 可以简单地理解成页表的高速缓存，保存了最高频被访问的页表项，由于一般是硬件实现的，因此速度极快，MMU 收到虚拟地址时一般会先通过硬件 TLB 查询对应的页表号，若命中且该页表项的访问操作合法，则直接从 TLB 取出对应的物理页框号返回，若不命中则穿透到内存页表里查询，并且会用这个从内存页表里查询到最新页表项替换到现有 TLB 里的其中一个，以备下次缓存命中。

至此，我们介绍完了包含虚拟内存在内的多项计算机存储器抽象技术，虚拟内存的其他内容比如针对大内存的多级页表、倒排页表，以及处理缺页中断的页面置换算法等等，以后有机会再单独写一篇文章介绍，或者各位读者也可以先行去查阅相关资料了解，这里就不再深入了。

用户态和内核态

一般来说，我们在编写程序操作 Linux I/O 之时十有八九是在用户空间和内核空间之间传输数据，因此有必要先了解一下 Linux 的用户态和内核态的概念。

首先是用户态和内核态：

从宏观上来看，Linux 操作系统的体系架构分为用户态和内核态（或者用户空间和内核）。内核从本质上看是一种软件 —— 控制计算机的硬件资源，并提供上层应用程序 (进程) 运行的环境。用户态即上层应用程序 (进程) 的运行空间，应用程序 (进程) 的执行必须依托于内核提供的资源，这其中包括但不限于 CPU 资源、存储资源、I/O 资源等等。

现代操作系统都是采用虚拟存储器，那么对 32 位操作系统而言，它的寻址空间（虚拟存储空间）为 2^32 B = 4G。操作系统的核心是内核，独立于普通的应用程序，可以访问受保护的内存空间，也有访问底层硬件设备的所有权限。为了保证用户进程不能直接操作内核（kernel），保证内核的安全，操心系统将虚拟空间划分为两部分，一部分为内核空间，一部分为用户空间。针对 Linux 操作系统而言，将最高的 1G 字节（从虚拟地址 0xC0000000 到 0xFFFFFFFF），供内核使用，称为内核空间，而将较低的 3G 字节（从虚拟地址 0x00000000 到 0xBFFFFFFF），供各个进程使用，称为用户空间。

因为操作系统的资源是有限的，如果访问资源的操作过多，必然会消耗过多的系统资源，而且如果不对这些操作加以区分，很可能造成资源访问的冲突。所以，为了减少有限资源的访问和使用冲突，Unix/Linux 的设计哲学之一就是：对不同的操作赋予不同的执行等级，就是所谓特权的概念。简单说就是有多大能力做多大的事，与系统相关的一些特别关键的操作必须由最高特权的程序来完成。Intel 的 x86 架构的 CPU 提供了 0 到 3 四个特权级，数字越小，特权越高，Linux 操作系统中主要采用了 0 和 3 两个特权级，分别对应的就是内核态和用户态。

运行于用户态的进程可以执行的操作和访问的资源都会受到极大的限制，而运行在内核态的进程则可以执行任何操作并且在资源的使用上没有限制。很多程序开始时运行于用户态，但在执行的过程中，一些操作需要在内核权限下才能执行，这就涉及到一个从用户态切换到内核态的过程。比如 C 函数库中的内存分配函数 malloc()，它具体是使用 sbrk() 系统调用来分配内存，当 malloc 调用 sbrk() 的时候就涉及一次从用户态到内核态的切换，类似的函数还有 printf()，调用的是 wirte() 系统调用来输出字符串，等等。

用户进程在系统中运行时，大部分时间是处在用户态空间里的，在其需要操作系统帮助完成一些用户态没有特权和能力完成的操作时就需要切换到内核态。那么用户进程如何切换到内核态去使用那些内核资源呢？答案是：1) 系统调用（trap），2) 异常（exception）和 3) 中断（interrupt）。

系统调用：用户进程主动发起的操作。用户态进程发起系统调用主动要求切换到内核态，陷入内核之后，由操作系统来操作系统资源，完成之后再返回到进程。

异常：被动的操作，且用户进程无法预测其发生的时机。当用户进程在运行期间发生了异常（比如某条指令出了问题），这时会触发由当前运行进程切换到处理此异常的内核相关进程中，也即是切换到了内核态。异常包括程序运算引起的各种错误如除 0、缓冲区溢出、缺页等。

中断：当外围设备完成用户请求的操作后，会向 CPU 发出相应的中断信号，这时 CPU 会暂停执行下一条即将要执行的指令而转到与中断信号对应的处理程序去执行，如果前面执行的指令是用户态下的程序，那么转换的过程自然就会是从用户态到内核态的切换。中断包括 I/O 中断、外部信号中断、各种定时器引起的时钟中断等。中断和异常类似，都是通过中断向量表来找到相应的处理程序进行处理。区别在于，中断来自处理器外部，不是由任何一条专门的指令造成，而异常是执行当前指令的结果。

通过上面的分析，我们可以得出 Linux 的内部层级可分为三大部分：

用户空间；

内核空间；

硬件。

Linux I/O

I/O 缓冲区

在 Linux 中，当程序调用各类文件操作函数后，用户数据（User Data）到达磁盘（Disk）的流程如上图所示。

图中描述了 Linux 中文件操作函数的层级关系和内存缓存层的存在位置，中间的黑色实线是用户态和内核态的分界线。

read(2)/write(2) 是 Linux 系统中最基本的 I/O 读写系统调用，我们开发操作 I/O 的程序时必定会接触到它们，而在这两个系统调用和真实的磁盘读写之间存在一层称为 Kernel buffer cache 的缓冲区缓存。在 Linux 中 I/O 缓存其实可以细分为两个：Page Cache 和 Buffer Cache，这两个其实是一体两面，共同组成了 Linux 的内核缓冲区（Kernel Buffer Cache）：

读磁盘：内核会先检查 Page Cache 里是不是已经缓存了这个数据，若是，直接从这个内存缓冲区里读取返回，若否，则穿透到磁盘去读取，然后再缓存在 Page Cache 里，以备下次缓存命中；

写磁盘：内核直接把数据写入 Page Cache，并把对应的页标记为 dirty，添加到 dirty list 里，然后就直接返回，内核会定期把 dirty list 的页缓存 flush 到磁盘，保证页缓存和磁盘的最终一致性。

Page Cache 会通过页面置换算法如 LRU 定期淘汰旧的页面，加载新的页面。可以看出，所谓 I/O 缓冲区缓存就是在内核和磁盘、网卡等外设之间的一层缓冲区，用来提升读写性能的。

在 Linux 还不支持虚拟内存技术之前，还没有页的概念，因此 Buffer Cache 是基于操作系统读写磁盘的最小单位 -- 块（block）来进行的，所有的磁盘块操作都是通过 Buffer Cache 来加速，Linux 引入虚拟内存的机制来管理内存后，页成为虚拟内存管理的最小单位，因此也引入了 Page Cache 来缓存 Linux 文件内容，主要用来作为文件系统上的文件数据的缓存，提升读写性能，常见的是针对文件的 read()/write() 操作，另外也包括了通过 mmap() 映射之后的块设备，也就是说，事实上 Page Cache 负责了大部分的块设备文件的缓存工作。而 Buffer Cache 用来在系统对块设备进行读写的时候，对块进行数据缓存的系统来使用，实际上负责所有对磁盘的 I/O 访问：

因为 Buffer Cache 是对粒度更细的设备块的缓存，而 Page Cache 是基于虚拟内存的页单元缓存，因此还是会基于 Buffer Cache，也就是说如果是缓存文件内容数据就会在内存里缓存两份相同的数据，这就会导致同一份文件保存了两份，冗余且低效。另外一个问题是，调用 write 后，有效数据是在 Buffer Cache 中，而非 Page Cache 中。这就导致 mmap访问的文件数据可能存在不一致问题。为了规避这个问题，所有基于磁盘文件系统的 write，都需要调用 update_vm_cache() 函数，该操作会把调用 write 之后的 Buffer Cache 更新到 Page Cache 去。由于有这些设计上的弊端，因此在 Linux 2.4 版本之后，kernel 就将两者进行了统一，Buffer Cache 不再以独立的形式存在，而是以融合的方式存在于 Page Cache 中：

融合之后就可以统一操作 Page Cache 和 Buffer Cache：处理文件 I/O 缓存交给 Page Cache，而当底层 RAW device 刷新数据时以 Buffer Cache 的块单位来实际处理。

I/O 模式

在 Linux 或者其他 Unix-like 操作系统里，I/O 模式一般有三种：

程序控制 I/O

中断驱动 I/O

DMA I/O

下面我分别详细地讲解一下这三种 I/O 模式。

程序控制 I/O

这是最简单的一种 I/O 模式，也叫忙等待或者轮询：用户通过发起一个系统调用，陷入内核态，内核将系统调用翻译成一个对应设备驱动程序的过程调用，接着设备驱动程序会启动 I/O 不断循环去检查该设备，看看是否已经就绪，一般通过返回码来表示，I/O 结束之后，设备驱动程序会把数据送到指定的地方并返回，切回用户态。

比如发起系统调用 read()：

中断驱动 I/O

第二种 I/O 模式是利用中断来实现的：

流程如下：

用户进程发起一个 read() 系统调用读取磁盘文件，陷入内核态并由其所在的 CPU 通过设备驱动程序向设备寄存器写入一个通知信号，告知设备控制器 (我们这里是磁盘控制器)要读取数据；

磁盘控制器启动磁盘读取的过程，把数据从磁盘拷贝到磁盘控制器缓冲区里；

完成拷贝之后磁盘控制器会通过总线发送一个中断信号到中断控制器，如果此时中断控制器手头还有正在处理的中断或者有一个和该中断信号同时到达的更高优先级的中断，则这个中断信号将被忽略，而磁盘控制器会在后面持续发送中断信号直至中断控制器受理；

中断控制器收到磁盘控制器的中断信号之后会通过地址总线存入一个磁盘设备的编号，表示这次中断需要关注的设备是磁盘；

中断控制器向 CPU 置起一个磁盘中断信号；

CPU 收到中断信号之后停止当前的工作，把当前的 PC/PSW 等寄存器压入堆栈保存现场，然后从地址总线取出设备编号，通过编号找到中断向量所包含的中断服务的入口地址，压入 PC 寄存器，开始运行磁盘中断服务，把数据从磁盘控制器的缓冲区拷贝到主存里的内核缓冲区；

最后 CPU 再把数据从内核缓冲区拷贝到用户缓冲区，完成读取操作，read() 返回，切换回用户态。

DMA I/O

并发系统的性能高低究其根本，是取决于如何对 CPU 资源的高效调度和使用，而回头看前面的中断驱动 I/O 模式的流程，可以发现第 6、7 步的数据拷贝工作都是由 CPU 亲自完成的，也就是在这两次数据拷贝阶段中 CPU 是完全被占用而不能处理其他工作的，那么这里明显是有优化空间的；第 7 步的数据拷贝是从内核缓冲区到用户缓冲区，都是在主存里，所以这一步只能由 CPU 亲自完成，但是第 6 步的数据拷贝，是从磁盘控制器的缓冲区到主存，是两个设备之间的数据传输，这一步并非一定要 CPU 来完成，可以借助 DMA 来完成，减轻 CPU 的负担。

DMA 全称是 Direct Memory Access，也即直接存储器存取，是一种用来提供在外设和存储器之间或者存储器和存储器之间的高速数据传输。整个过程无须 CPU 参与，数据直接通过 DMA 控制器进行快速地移动拷贝，节省 CPU 的资源去做其他工作。

目前，大部分的计算机都配备了 DMA 控制器，而 DMA 技术也支持大部分的外设和存储器。借助于 DMA 机制，计算机的 I/O 过程就能更加高效：

DMA 控制器内部包含若干个可以被 CPU 读写的寄存器：一个主存地址寄存器 MAR（存放要交换数据的主存地址）、一个外设地址寄存器 ADR（存放 I/O 设备的设备码，或者是设备信息存储区的寻址信息）、一个字节数寄存器 WC（对传送数据的总字数进行统计）、和一个或多个控制寄存器。

用户进程发起一个 read() 系统调用读取磁盘文件，陷入内核态并由其所在的 CPU 通过设置 DMA 控制器的寄存器对它进行编程：把内核缓冲区和磁盘文件的地址分别写入 MAR 和 ADR 寄存器，然后把期望读取的字节数写入 WC 寄存器，启动 DMA 控制器；

DMA 控制器根据 ADR 寄存器里的信息知道这次 I/O 需要读取的外设是磁盘的某个地址，便向磁盘控制器发出一个命令，通知它从磁盘读取数据到其内部的缓冲区里；

磁盘控制器启动磁盘读取的过程，把数据从磁盘拷贝到磁盘控制器缓冲区里，并对缓冲区内数据的校验和进行检验，如果数据是有效的，那么 DMA 就可以开始了；

DMA 控制器通过总线向磁盘控制器发出一个读请求信号从而发起 DMA 传输，这个信号和前面的中断驱动 I/O 小节里 CPU 发给磁盘控制器的读请求是一样的，它并不知道或者并不关心这个读请求是来自 CPU 还是 DMA 控制器；

紧接着 DMA 控制器将引导磁盘控制器将数据传输到 MAR 寄存器里的地址，也就是内核缓冲区；

数据传输完成之后，返回一个 ack 给 DMA 控制器，WC 寄存器里的值会减去相应的数据长度，如果 WC 还不为 0，则重复第 4 步到第 6 步，一直到 WC 里的字节数等于 0；

收到 ack 信号的 DMA 控制器会通过总线发送一个中断信号到中断控制器，如果此时中断控制器手头还有正在处理的中断或者有一个和该中断信号同时到达的更高优先级的中断，则这个中断信号将被忽略，而 DMA 控制器会在后面持续发送中断信号直至中断控制器受理；

中断控制器收到磁盘控制器的中断信号之后会通过地址总线存入一个主存设备的编号，表示这次中断需要关注的设备是主存；

中断控制器向 CPU 置起一个 DMA 中断的信号；

CPU 收到中断信号之后停止当前的工作，把当前的 PC/PSW 等寄存器压入堆栈保存现场，然后从地址总线取出设备编号，通过编号找到中断向量所包含的中断服务的入口地址，压入 PC 寄存器，开始运行 DMA 中断服务，把数据从内核缓冲区拷贝到用户缓冲区，完成读取操作，read() 返回，切换回用户态。

传统 I/O 读写模式

Linux 中传统的 I/O 读写是通过 read()/write() 系统调用完成的，read() 把数据从存储器 (磁盘、网卡等) 读取到用户缓冲区，write() 则是把数据从用户缓冲区写出到存储器：

#include <unistd.h>

ssize_t read(int fd, void *buf, size_t count);

ssize_t write(int fd, const void *buf, size_t count);

一次完整的读磁盘文件然后写出到网卡的底层传输过程如下：

可以清楚看到这里一共触发了 4 次用户态和内核态的上下文切换，分别是 read()/write() 调用和返回时的切换，2 次 DMA 拷贝，2 次 CPU 拷贝，加起来一共 4 次拷贝操作。

通过引入 DMA，我们已经把 Linux 的 I/O 过程中的 CPU 拷贝次数从 4 次减少到了 2 次，但是 CPU 拷贝依然是代价很大的操作，对系统性能的影响还是很大，特别是那些频繁 I/O 的场景，更是会因为 CPU 拷贝而损失掉很多性能，我们需要进一步优化，降低、甚至是完全避免 CPU 拷贝。