从阻塞 I/O 到 I/O 多路复用
阻塞 I/O，是指进程发起调用后，会被挂起（阻塞），直到收到数据再返回。如果调用一直不返回，进程就会一直被挂起。因此，当使用阻塞 I/O 时，需要使用多线程来处理多个文件描述符。
多线程切换有一定的开销，因此引入非阻塞 I/O。非阻塞 I/O 不会将进程挂起，调用时会立即返回成功或错误，因此可以在一个线程里轮询多个文件描述符是否就绪。
但是非阻塞 I/O 的缺点是：每次发起系统调用，只能检查一个文件描述符是否就绪。当文件描述符很多时，系统调用的成本很高。
因此引入了 I/O 多路复用，可以通过一次系统调用，检查多个文件描述符的状态。这是 I/O 多路复用的主要优点，相比于非阻塞 I/O，在文件描述符较多的场景下，避免了频繁的用户态和内核态的切换，减少了系统调用的开销。
I/O 多路复用相当于将「遍历所有文件描述符、通过非阻塞 I/O 查看其是否就绪」的过程从用户线程移到了内核中，由内核来负责轮询。
进程可以通过 select、poll、epoll 发起 I/O 多路复用的系统调用，这些系统调用都是同步阻塞的：如果传入的多个文件描述符中，有描述符就绪，则返回就绪的描述符；否则如果所有文件描述符都未就绪，就阻塞调用进程，直到某个描述符就绪，或者阻塞时长超过设置的 timeout 后，再返回。I/O 多路复用内部使用非阻塞 I/O 检查每个描述符的就绪状态。
如果 timeout 参数设为 NULL，会无限阻塞直到某个描述符就绪；如果 timeout 参数设为 0，会立即返回，不阻塞。
I/O 多路复用引入了一些额外的操作和开销，性能更差。但是好处是用户可以在一个线程内同时处理多个 I/O 请求。如果不采用 I/O 多路复用，则必须通过多线程的方式，每个线程处理一个 I/O 请求。后者线程切换也是有一定的开销的。这部分内容可以查看最下文 Redis 的线程模型。
为什么 I/O 多路复用内部需要使用非阻塞 I/O
I/O 多路复用内部会遍历集合中的每个文件描述符，判断其是否就绪：
for fd in read_setif（ readable(fd) ) // 判断 fd 是否就绪count++FDSET(fd, &res_rset) // 将 fd 添加到就绪集合中break
...
return count
这里的 readable(fd) 就是一个非阻塞 I/O 调用。试想，如果这里使用阻塞 I/O，那么 fd 未就绪时，select 会阻塞在这个文件描述符上，无法检查下个文件描述符。
注意：这里说的是 I/O 多路复用的内部实现，而不是说，使用 I/O 多路复用就必须使用非阻塞 I/O，见下文为什么边缘触发必须使用非阻塞 I/O。
select
select 使用位图来记录感兴趣的文件描述符，初始状态的bitmap只在感兴趣的文件描述符位置上为1，其余位置为0
每次调用 select 实际上都是把Bitmap从用户态拷贝到内核态，然后在内核态里遍历这些文件描述符，检查这些文件描述符是否已经就绪，并统计其中有多少个文件描述符已经准备好，在Bitmap里把就绪的文件描述符位置修改成1，最后把修改好的Bitmap和就绪数量返回给用户态。
（注意这里如果select的时候发现并没有文件描述符就绪，可以设置等待一段时间，或者立即返回）
用户态现在再去遍历Bitmap就可以知道哪些文件描述符已经就绪，就可以去处理那些已经就绪的文件描述符了。
缺点：
总是需要拷贝位图，而且每次从内核态返回的位图都会覆盖掉之前的位图，再次使用需要初始化
位图的大小有限制，只有1024，也就是说，只能监听1024个文件描述符
从内核态返回位图后，用户态还是需要遍历位图来判断哪个文件描述符已经准备好了。
函数签名与参数
int select(int nfds,fd_set *restrict readfds,fd_set *restrict writefds,fd_set *restrict errorfds,struct timeval *restrict timeout);
readfds、writefds、errorfds 是三个文件描述符集合。select 会遍历每个集合的前 nfds 个描述符，分别找到可以读取、可以写入、发生错误的描述符，统称为“就绪”的描述符。然后用找到的子集替换参数中的对应集合，返回所有就绪描述符的总数。
timeout 参数表示调用 select 时的阻塞时长。如果所有文件描述符都未就绪，就阻塞调用进程，直到某个描述符就绪，或者阻塞超过设置的 timeout 后，返回。如果 timeout 参数设为 NULL，会无限阻塞直到某个描述符就绪；如果 timeout 参数设为 0，会立即返回，不阻塞。
什么是文件描述符 fd
文件描述符（file descriptor）是一个非负整数，从 0 开始。进程使用文件描述符来标识一个打开的文件。
系统为每一个进程维护了一个文件描述符表，表示该进程打开文件的记录表，而文件描述符实际上就是这张表的索引。当进程打开（open）或者新建（create）文件时，内核会在该进程的文件列表中新增一个表项，同时返回一个文件描述符 —— 也就是新增表项的下标。
一般来说，每个进程最多可以打开 64 个文件，fd ∈ 0~63。在不同系统上，最多允许打开的文件个数不同，Linux 2.4.22 强制规定最多不能超过 1,048,576。
每个进程默认都有 3 个文件描述符：0 (stdin)、1 (stdout)、2 (stderr)。
这篇文章以图示的方式对文件描述符作了深入地讲解，可以进一步阅读。
socket 与 fd 的关系
socket 是 Unix 中的术语。socket 可以用于同一台主机的不同进程间的通信，也可以用于不同主机间的通信。一个 socket 包含地址、类型和通信协议等信息，通过 socket() 函数创建：
int socket(int domain, int type, int protocol)
返回的就是这个 socket 对应的文件描述符 fd。操作系统将 socket 映射到进程的一个文件描述符上，进程就可以通过读写这个文件描述符来和远程主机通信。
可以这样理解：socket 是进程间通信规则的高层抽象，而 fd 提供的是底层的具体实现。socket 与 fd 是一一对应的。通过 socket 通信，实际上就是通过文件描述符 fd 读写文件。这也符合 Unix“一切皆文件”的哲学。
后面可以将 socket 和 fd 视为同义词。
fd_set 文件描述符集合
参数中的 fd_set 类型表示文件描述符的集合。
由于文件描述符 fd 是一个从 0 开始的无符号整数，所以可以使用 fd_set 的二进制每一位来表示一个文件描述符。某一位为 1，表示对应的文件描述符已就绪。比如比如设 fd_set 长度为 1 字节，则一个 fd_set 变量最大可以表示 8 个文件描述符。当 select 返回 fd_set = 00010011 时，表示文件描述符 1、2、5 已经就绪。
fd_set 的使用涉及以下几个 API：
#include <sys/select.h>
int FD_ZERO(int fd, fd_set *fdset); // 将 fd_set 所有位置 0
int FD_CLR(int fd, fd_set *fdset); // 将 fd_set 某一位置 0
int FD_SET(int fd, fd_set *fd_set); // 将 fd_set 某一位置 1
int FD_ISSET(int fd, fd_set *fdset); // 检测 fd_set 某一位是否为 1
select 使用示例
下图的代码说明：
先声明一个 fd_set 类型的变量 readFDs
调用 FD_ZERO，将 readFDs 所有位置 0
调用 FD_SET，将 readFDs 感兴趣的位置 1，表示要监听这几个文件描述符
将 readFDs 传给 select，调用 select
select 会将 readFDs 中就绪的位置 1，未就绪的位置 0，返回就绪的文件描述符的数量
当 select 返回后，调用 FD_ISSET 检测给定位是否为 1，表示对应文件描述符是否就绪
比如进程想监听 1、2、5 这三个文件描述符，就将 readFDs 设置为 00010011，然后调用 select。
如果 fd=1、fd=2 就绪，而 fd=5 未就绪，select 会将 readFDs 设置为 00000011 并返回 2。
如果每个文件描述符都未就绪，select 会阻塞 timeout 时长，再返回。这期间，如果 readFDs 监听的某个文件描述符上发生可读事件，则 select 会将对应位置 1，并立即返回。
select 的缺点
性能开销大
调用 select 时会陷入内核，这时需要将参数中的 fd_set 从用户空间拷贝到内核空间
内核需要遍历传递进来的所有 fd_set 的每一位，不管它们是否就绪
同时能够监听的文件描述符数量太少。受限于 sizeof(fd_set) 的大小，在编译内核时就确定了且无法更改。一般是 1024，不同的操作系统不相同
poll
poll和select的区别在于，select使用位图来标记想关注的文件描述符，使用三个位图来标记想关注的读事件，写事件，错误事件。
poll使用一个结构体pollfd数组来标志想关注的文件描述符和在这个描述符上感兴趣的事件，
poll的优点是数组的长度突破了1024的限制，其他的区别不大
poll 和 select 几乎没有区别。poll 在用户态通过数组方式传递文件描述符，在内核会转为链表方式存储，没有最大数量的限制 (感谢 @LydiaCai1203、@kingcanfish 指出)。
poll 的函数签名如下：
int poll(struct pollfd *fds, nfds_t nfds, int timeout);
其中 fds 是一个 pollfd 结构体类型的数组，调用 poll() 时必须通过 nfds 指出数组 fds 的大小，即文件描述符的数量。详细描述见 manpage - poll(2)。
从性能开销上看，poll 和 select 的差别不大。
epoll
epoll 是对 select 和 poll 的改进，避免了“性能开销大”和“文件描述符数量少”两个缺点。
简而言之，epoll 有以下几个特点：
- 使用红黑树存储文件描述符集合
- 使用队列存储就绪的文件描述符
每个文件描述符只需在添加时传入一次；通过事件更改文件描述符状态
select、poll 模型都只使用一个函数，而 epoll 模型使用三个函数：epoll_create、epoll_ctl 和 epoll_wait。
epoll_create
int epoll_create(int size);
epoll_create 会创建一个 epoll 实例，同时返回一个引用该实例的文件描述符。
返回的文件描述符仅仅指向对应的 epoll 实例，并不表示真实的磁盘文件节点。其他 API 如 epoll_ctl、epoll_wait 会使用这个文件描述符来操作相应的 epoll 实例。
当创建好 epoll 句柄后，它会占用一个 fd 值，在 linux 下查看 /proc/进程id/fd/，就能够看到这个 fd。所以在使用完 epoll 后，必须调用 close(epfd) 关闭对应的文件描述符，否则可能导致 fd 被耗尽。当指向同一个 epoll 实例的所有文件描述符都被关闭后，操作系统会销毁这个 epoll 实例。
epoll 实例内部存储：
监听列表：所有要监听的文件描述符，使用红黑树
就绪列表：所有就绪的文件描述符，使用链表
epoll_ctl
int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);
epoll_ctl 会监听文件描述符 fd 上发生的 event 事件。
参数说明：
epfd 即 epoll_create 返回的文件描述符，指向一个 epoll 实例
fd 表示要监听的目标文件描述符
event 表示要监听的事件（可读、可写、发送错误…）
op 表示要对 fd 执行的操作，有以下几种：
EPOLL_CTL_ADD：为 fd 添加一个监听事件 event
EPOLL_CTL_MOD：Change the event event associated with the target file descriptor fd（event 是一个结构体变量，这相当于变量 event 本身没变，但是更改了其内部字段的值）
EPOLL_CTL_DEL：删除 fd 的所有监听事件，这种情况下 event 参数没用
返回值 0 或 -1，表示上述操作成功与否。
epoll_ctl 会将文件描述符 fd 添加到 epoll 实例的监听列表里，同时为 fd 设置一个回调函数，并监听事件 event。当 fd 上发生相应事件时，会调用回调函数，将 fd 添加到 epoll 实例的就绪队列上。
epoll_wait
int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event *events,int maxevents, int timeout);
这是 epoll 模型的主要函数，功能相当于 select。
参数说明：
epfd 即 epoll_create 返回的文件描述符，指向一个 epoll 实例
events 是一个数组，保存就绪状态的文件描述符，其空间由调用者负责申请
maxevents 指定 events 的大小
timeout 类似于 select 中的 timeout。如果没有文件描述符就绪，即就绪队列为空，则 epoll_wait 会阻塞 timeout 毫秒。如果 timeout 设为 -1，则 epoll_wait 会一直阻塞，直到有文件描述符就绪；如果 timeout 设为 0，则 epoll_wait 会立即返回
返回值表示 events 中存储的就绪描述符个数，最大不超过 maxevents。
epoll 的优点
一开始说，epoll 是对 select 和 poll 的改进，避免了“性能开销大”和“文件描述符数量少”两个缺点。
对于“文件描述符数量少”，select 使用整型数组存储文件描述符集合，而 epoll 使用红黑树存储，数量较大。
对于“性能开销大”，epoll_ctl 中为每个文件描述符指定了回调函数，并在就绪时将其加入到就绪列表，因此 epoll 不需要像 select 那样遍历检测每个文件描述符，只需要判断就绪列表是否为空即可。这样，在没有描述符就绪时，epoll 能更早地让出系统资源。
相当于时间复杂度从 O(n) 降为 O(1)
此外，每次调用 select 时都需要向内核拷贝所有要监听的描述符集合，而 epoll 对于每个描述符，只需要在 epoll_ctl 传递一次，之后 epoll_wait 不需要再次传递。这也大大提高了效率。
使用了红黑树，在下面场景下效率会很高：
查找：想注册一个文件描述符的时候要判断这个文件描述符是不是已经存在，所以要查
插入：注册一个新的文件描述符，
删除：断开连接，不再关注这个文件描述符的时候需要快速找到这个描述符，删掉他
红黑树能够满足在这三个场景下都很快
水平触发、边缘触发
select 只支持水平触发，epoll 支持水平触发和边缘触发。
-
水平触发（LT，Level Trigger）：当文件描述符就绪时，会触发通知，如果用户程序没有一次性把数据读/写完，下次还会发出可读/可写信号进行通知。
-
边缘触发（ET，Edge Trigger）：仅当描述符从未就绪变为就绪时，通知一次，之后不会再通知。
区别：边缘触发效率更高，减少了事件被重复触发的次数，函数不会返回大量用户程序可能不需要的文件描述符。
水平触发、边缘触发的名称来源：数字电路当中的电位水平，高低电平切换瞬间的触发动作叫边缘触发，而处于高电平的触发动作叫做水平触发。
为什么边缘触发必须使用非阻塞 I/O？
关于这个问题的解答，强烈建议阅读这篇文章。下面是一些关键摘要：
每次通过 read 系统调用读取数据时，最多只能读取缓冲区大小的字节数；如果某个文件描述符一次性收到的数据超过了缓冲区的大小，那么需要对其 read 多次才能全部读取完毕
select 可以使用阻塞 I/O。通过 select 获取到所有可读的文件描述符后，遍历每个文件描述符，read 一次数据（见上文 select 示例）
这些文件描述符都是可读的，因此即使 read 是阻塞 I/O，也一定可以读到数据，不会一直阻塞下去
select 采用水平触发模式，因此如果第一次 read 没有读取完全部数据，那么下次调用 select 时依然会返回这个文件描述符，可以再次 read
select 也可以使用非阻塞 I/O。当遍历某个可读文件描述符时，使用 for 循环调用 read 多次，直到读取完所有数据为止（返回 EWOULDBLOCK）。这样做会多一次 read 调用，但可以减少调用 select 的次数
在 epoll 的边缘触发模式下，只会在文件描述符的可读/可写状态发生切换时，才会收到操作系统的通知
因此，如果使用 epoll 的边缘触发模式，在收到通知时，必须使用非阻塞 I/O，并且必须循环调用 read 或 write 多次，直到返回 EWOULDBLOCK 为止，然后再调用 epoll_wait 等待操作系统的下一次通知
如果没有一次性读/写完所有数据，那么在操作系统看来这个文件描述符的状态没有发生改变，将不会再发起通知，调用 epoll_wait 会使得该文件描述符一直等待下去，服务端也会一直等待客户端的响应，业务流程无法走完
这样做的好处是每次调用 epoll_wait 都是有效的——保证数据全部读写完毕了，等待下次通知。在水平触发模式下，如果调用 epoll_wait 时数据没有读/写完毕，会直接返回，再次通知。因此边缘触发能显著减少事件被触发的次数
为什么 epoll 的边缘触发模式不能使用阻塞 I/O？很显然，边缘触发模式需要循环读/写一个文件描述符的所有数据。如果使用阻塞 I/O，那么一定会在最后一次调用（没有数据可读/写）时阻塞，导致无法正常结束
三者对比
select：调用开销大（需要复制集合）；集合大小有限制；需要遍历整个集合找到就绪的描述符
poll：poll 采用数组的方式存储文件描述符，没有最大存储数量的限制，其他方面和 select 没有区别
epoll：调用开销小（不需要复制）；集合大小无限制；采用回调机制，不需要遍历整个集合
select、poll 都是在用户态维护文件描述符集合，因此每次需要将完整集合传给内核；epoll 由操作系统在内核中维护文件描述符集合，因此只需要在创建的时候传入文件描述符。
此外 select 只支持水平触发，epoll 支持边缘触发。
适用场景
当连接数较多并且有很多的不活跃连接时，epoll 的效率比其它两者高很多。当连接数较少并且都十分活跃的情况下，由于 epoll 需要很多回调，因此性能可能低于其它两者。
Redis 的线程模型
Redis 是一个单线程的工作模型，使用 I/O 多路复用来处理客户端的多个连接。为什么 Redis 选择单线程也能效率这么高？
I/O 设备（如磁盘、网络）等速度远远慢于 CPU，因此引入了多线程技术。当一个线程发起 I/O 请求时，先将它挂起，切换到别的线程；当 I/O 设备就绪时，再切换回该线程。总之，多线程技术是为了充分利用 CPU 的计算资源，适用于下层存储慢速的场景。
而 redis 是纯内存操作，读写速度非常快。所有的操作都会在内存中完成，不涉及任何 I/O 操作，因此多线程频繁的上下文切换反而是一种负优化。Redis 选择基于非阻塞 I/O 的 I/O 多路复用机制，在单线程里并发处理客户端的多个连接，减少多线程带来的系统开销，同时也有更好的可维护性，方便开发和调试。
不过 redis 在最新的几个版本中也引入了多线程，目的是：
- 异步处理删除操作。当删除超大键值对的时候，单线程内同步地删除可能会阻塞待处理的任务
- 应对网络 I/O 的场景，网络 I/O 是慢速 I/O。redis6 吞吐量提高了 1 倍
