每次面试都会问到的问题，在此做个详细的总结
首先他们是属于五种IO模型中的IO多路复用。先简单介绍下Linux下的五种网络IO模型：
五种网络IO模型
同步阻塞IO（Blocking IO）：
即传统的IO模型，在linux中默认情况下所有的socket都是阻塞模式。当用户进程调用了 read()这个系统调用，内核就开始了IO的第一个阶段：准备数据。对于网络IO来说，很多时候数据在一开始还没有到达（比如， 还没有收到一个完整的UDP包），这个时候内核就要等待足够的数据到来。而在用户进程这边，整个进程会被阻塞。当内核一直 等到数据准备好了，它就会将数据从内核中拷贝到用户内存，然后内核返回结果，用户进程才解除阻塞的状态，重新运行起来； 几乎所有的程序员第一次接触到的网络编程都是从listen()、read()、write() 等接口开始的，这些接口都是阻塞型的，一个简单的 改进方案是在服务器端使用多线程（或多进程）。多线程（或多进程）的目的是让每个连接都拥有独立的线程（或进程），这样 任何一个连接的阻塞都不会影响其他的连接。
同步非阻塞IO（Non-blocking IO）：
默认创建的socket都是阻塞的，同步非阻塞IO是在同步阻塞IO的基础上，将socket 设置为NONBLOCK，这个可以使用ioctl()系统调用设置。这样做用户线程可以在发起IO请求后可以立即返回，如果该次读操作 并未读取到任何数据，用户线程需要不断地发起IO请求，直到数据到达后，才真正读取到数据，继续执行。整个IO请求的过程 中，虽然用户线程每次发起IO请求后可以立即返回，但是为了等到数据，仍需要不断地轮询、重复请求，消耗了大量的CPU的资 源。一般很少直接使用这种模型，而是在其他IO模型中使用非阻塞IO这一特性。
IO多路复用（IO Multiplexing）：
IO多路复用模型是建立在内核提供的多路分离函数select基础之上的，使用select函数 可以避免同步非阻塞IO模型中轮询等待的问题，此外poll、epoll都是这种模型。在该种模式下，用户首先将需要进行IO操作的 socket添加到select中，然后阻塞等待select系统调用返回。当数据到达时，socket被激活，select函数返回。用户线程正式发起 read请求，读取数据并继续执行。从流程上来看，使用select函数进行IO请求和同步阻塞模型没有太大的区别，甚至还多了添加 监视socket，以及调用select函数的额外操作，效率更差。但是，使用select以后最大的优势是用户可以在一个线程内同时处理 多个socket的IO请求。用户可以注册多个socket，然后不断地调用select读取被激活的socket，即可达到在同一个线程内同时处 理多个IO请求的目的。而在同步阻塞模型中，必须通过多线程的方式才能达到这个目的。
当用户进程调用了select，那么整个进程会被block，而同时，kernel会“监视”所有select负责的socket，当任何一个socket中的数据准备好了，select就会返回。这个时候用户进程再调用read操作，将数据从kernel拷贝到用户进程。
这个图和blocking IO的图其实并没有太大的不同，事实上还更差一些。因为这里需要使用两个系统调用(select和read)，而blocking IO只调用了一个系统调用(read)。但是，用select的优势在于它可以同时处理多个connection。
信号驱动IO（signal driven IO）：
调用sigaltion系统调用，当内核中IO数据就绪时以SIGIO信号通知请求进程，请求进程 再把数据从内核读入到用户空间，这一步是阻塞的。
异步IO（Asynchronous IO）：
即经典的Proactor设计模式，也称为异步非阻塞IO。“真正”的异步IO需要操作系统更强 的支持。在IO多路复用模型中，事件循环将文件句柄的状态事件通知给用户线程，由用户线程自行读取数据、处理数据。而在异 步IO模型中，当用户线程收到通知时，数据已经被内核读取完毕，并放在了用户线程指定的缓冲区内，内核在IO完成后通知用户 线程直接使用即可。
说一下IO发生时涉及的对象和步骤。对于一个network IO (这里我们以read举例)，它会涉及到两个系统对象，一个是调用这个IO的process (or thread)，另一个就是系统内核(kernel)。当一个read操作发生时，该操作会经历两个阶段：
#1）等待数据准备 (Waiting for the data to be ready)
#2）将数据从内核拷贝到进程中(Copying the data from the kernel to the process)
阻塞和非阻塞
在linux中，默认情况下所有的socket都是blocking，一个典型的读操作流程大概是这样：
当用户进程调用了recvfrom这个系统调用，kernel就开始了IO的第一个阶段：准备数据。对于network io来说，很多时候数据在一开始还没有到达（比如，还没有收到一个完整的UDP包），这个时候kernel就要等待足够的数据到来。
而在用户进程这边，整个进程会被阻塞。当kernel一直等到数据准备好了，它就会将数据从kernel中拷贝到用户内存，然后kernel返回结果，用户进程才解除block的状态，重新运行起来。
所以，blocking IO的特点就是在IO执行的两个阶段（等待数据和拷贝数据两个阶段）都被block了。
几乎所有的程序员第一次接触到的网络编程都是从listen()、send()、recv() 等接口开始的，使用这些接口可以很方便的构建服务器/客户机的模型。然而大部分的socket接口都是阻塞型的。
ps：所谓阻塞型接口是指系统调用（一般是IO接口）不返回调用结果并让当前线程一直阻塞，只有当该系统调用获得结果或者超时出错时才返回。
Linux下，可以通过设置socket使其变为non-blocking。当对一个non-blocking socket执行读操作时，流程是这个样子：
从图中可以看出，当用户进程发出read操作时，如果kernel中的数据还没有准备好，那么它并不会block用户进程，而是立刻返回一个error。从用户进程角度讲 ，它发起一个read操作后，并不需要等待，而是马上就得到了一个结果。用户进程判断结果是一个error时，它就知道数据还没有准备好，于是用户就可以在本次到下次再发起read询问的时间间隔内做其他事情，或者直接再次发送read操作。一旦kernel中的数据准备好了，并且又再次收到了用户进程的system call，那么它马上就将数据拷贝到了用户内存（这一阶段仍然是阻塞的），然后返回。
也就是说非阻塞的recvform系统调用调用之后，进程并没有被阻塞，内核马上返回给进程，如果数据还没准备好，此时会返回一个error。进程在返回之后，可以干点别的事情，然后再发起recvform系统调用。重复上面的过程，循环往复的进行recvform系统调用。这个过程通常被称之为轮询。轮询检查内核数据，直到数据准备好，再拷贝数据到进程，进行数据处理。需要注意，拷贝数据整个过程，进程仍然是属于阻塞的状态。
所以，在非阻塞式IO中，用户进程其实是需要不断的主动询问kernel数据准备好了没有。
同步与异步
同步：针对执行结果，A事件必须知道B事件的结果M后才执行得到结果。
异步：针对执行结果，执行A事件和执行B事件没有关系。
用户进程发起read操作之后，立刻就可以开始去做其它的事。而另一方面，从kernel的角度，当它受到一个asynchronous read之后，首先它会立刻返回，所以不会对用户进程产生任何block。然后，kernel会等待数据准备完成，然后将数据拷贝到用户内存，当这一切都完成之后，kernel会给用户进程发送一个signal，告诉它read操作完成了。
没有代码都是耍流氓，我耍个！！！
相应的系统调用
1.select
#include <sys/select.h>
#include <sys/time.h>
struct timeval
{
long tv_sec; //seconds
long tv_usec; //microseconds
};
FD_ZERO(fd_set* fds) //清空集合
FD_SET(int fd, fd_set* fds) //将给定的描述符加入集合
FD_ISSET(int fd, fd_set* fds) //判断指定描述符是否在集合中
FD_CLR(int fd, fd_set* fds) //将给定的描述符从文件中删除
int select(int max_fd, fd_set *readset, fd_set *writeset, fd_set *exceptset, struct timeval *timeout);
说明： select监视并等待多个文件描述符的属性发生变化，它监视的属性分3类，分别是readfds(文件描述符有数据到来可读)、 writefds(文件描述符可写)、和exceptfds(文件描述符异常)。调用后select函数会阻塞，直到有描述符就绪（有数据可读、可写、 或者有错误异常），或者超时（ timeout 指定等待时间）发生函数才返回。当select()函数返回后，可以通过遍历 fdset，来找到 究竟是哪些文件描述符就绪。
- select函数的返回值是就绪描述符的数目，超时时返回0，出错返回-1；
- 第一个参数max_fd指待测试的fd的总个数，它的值是待测试的最大文件描述符加1。Linux内核从0开始到max_fd-1扫描文件描述 符，如果有数据出现事件(读、写、异常)将会返回；假设需要监测的文件描述符是8,9,10，那么Linux内核实际也要监测07，此时真正带测试的文件描述符是010总共11个，即max(8,9,10)+1，所以第一个参数是所有要监听的文件描述符中最大的+1。
- 中间三个参数readset、writeset和exceptset指定要让内核测试读、写和异常条件的fd集合，如果不需要测试的可以设置为 NULL；
- 最后一个参数是设置select的超时时间，如果设置为NULL则永不超时；
需要注意的是待测试的描述集总是从0， 1， 2， …开始的。 所以， 假如你要检测的描述符为8， 9， 10， 那么系统实际也要 监测0， 1， 2， 3，4， 5， 6, 7， 此时真正待测试的描述符的个数为11个， 也就是max（8， 9， 10） + 1。在Linux内核有个参数__FD_SETSIZE定义了每个FD_SET的句柄个数中，这也意味着select所用到的FD_SET是有限的，也正是这个 原因select()默认只能同时处理1024个客户端的连接请求：
/linux/posix_types.h:
#define __FD_SETSIZE 1024
2.poll
#include <poll.h>
struct pollfd
{
int fd; /* 文件描述符 */
short events; /* 等待的事件 */
short revents; /* 实际发生了的事件 */
} ;
int poll(struct pollfd *fds, nfds_t nfds, int timeout);
3.epoll
#include <sys/epoll.h>
int epoll_create(int size);
int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *ev);
typedef union epoll_data
{
void *ptr; /* Pointer to user-defind data */
int fd; /* File descriptor */
uint32_t u32; /* 32-bit integer */
uint64_t u64; /* 64-bit integer */
} epoll_data_t;
struct epoll_event
{
uint32_t events; /* epoll events(bit mask) */
epoll_data_t data; /* User data */
};
内部实现
1.select的第一个参数nfds为fdset集合中最大描述符值加1，fdset是一个位数组，其大小限制为__FD_SETSIZE（1024），位数组的每一位代表其对应的描述符是否需要被检查。第二三四参数表示需要关注读、写、错误事件的文件描述符位数组，这些参数既是输入参数也是输出参数，可能会被内核修改用于标示哪些描述符上发生了关注的事件，所以每次调用select前都需要重新初始化fdset。timeout参数为超时时间，该结构会被内核修改，其值为超时剩余的时间。
select的调用步骤如下：
（1）使用copy_from_user从用户空间拷贝fdset到内核空间
（2）注册回调函数__pollwait
（3）遍历所有fd，调用其对应的poll方法（对于socket，这个poll方法是sock_poll，sock_poll根据情况会调用到tcp_poll,udp_poll或者datagram_poll）
（4）以tcp_poll为例，其核心实现就是__pollwait，也就是上面注册的回调函数。
（5）__pollwait的主要工作就是把current（当前进程）挂到设备的等待队列中，不同的设备有不同的等待队列，对于tcp_poll 来说，其等待队列是sk->sk_sleep（注意把进程挂到等待队列中并不代表进程已经睡眠了）。在设备收到一条消息（网络设备）或填写完文件数 据（磁盘设备）后，会唤醒设备等待队列上睡眠的进程，这时current便被唤醒了。
（6）poll方法返回时会返回一个描述读写操作是否就绪的mask掩码，根据这个mask掩码给fd_set赋值。
（7）如果遍历完所有的fd，还没有返回一个可读写的mask掩码，则会调用schedule_timeout是调用select的进程（也就是 current）进入睡眠。当设备驱动发生自身资源可读写后，会唤醒其等待队列上睡眠的进程。如果超过一定的超时时间（schedule_timeout 指定），还是没人唤醒，则调用select的进程会重新被唤醒获得CPU，进而重新遍历fd，判断有没有就绪的fd。
（8）把fd_set从内核空间拷贝到用户空间。
总结下select的几大缺点：
（1）每次调用select，都需要把fd集合从用户态拷贝到内核态，这个开销在fd很多时会很大
（2）同时每次调用select都需要在内核遍历传递进来的所有fd，这个开销在fd很多时也很大
（3）select支持的文件描述符数量太小了，默认是1024
2． poll与select不同，通过一个pollfd数组向内核传递需要关注的事件，故没有描述符个数的限制，pollfd中的events字段和revents分别用于标示关注的事件和发生的事件，故pollfd数组只需要被初始化一次。
poll的实现机制与select类似，其对应内核中的sys_poll，只不过poll向内核传递pollfd数组，然后对pollfd中的每个描述符进行poll，相比处理fdset来说，poll效率更高。poll返回后，需要对pollfd中的每个元素检查其revents值，来得指事件是否发生。
3．直到Linux2.6才出现了由内核直接支持的实现方法，那就是epoll，被公认为Linux2.6下性能最好的多路I/O就绪通知方法。epoll可以同时支持水平触发和边缘触发（Edge Triggered，只告诉进程哪些文件描述符刚刚变为就绪状态，它只说一遍，如果我们没有采取行动，那么它将不会再次告知，这种方式称为边缘触发），理论上边缘触发的性能要更高一些，但是代码实现相当复杂。epoll同样只告知那些就绪的文件描述符，而且当我们调用epoll_wait()获得就绪文件描述符时，返回的不是实际的描述符，而是一个代表就绪描述符数量的值，你只需要去epoll指定的一个数组中依次取得相应数量的文件描述符即可，这里也使用了内存映射（mmap）技术，这样便彻底省掉了这些文件描述符在系统调用时复制的开销。另一个本质的改进在于epoll采用基于事件的就绪通知方式。在select/poll中，进程只有在调用一定的方法后，内核才对所有监视的文件描述符进行扫描，而epoll事先通过epoll_ctl()来注册一个文件描述符，一旦基于某个文件描述符就绪时，内核会采用类似callback的回调机制，迅速激活这个文件描述符，当进程调用epoll_wait()时便得到通知。
epoll既然是对select和poll的改进，就应该能避免上述的三个缺点。那epoll都是怎么解决的呢？在此之前，我们先看一下epoll 和select和poll的调用接口上的不同，select和poll都只提供了一个函数——select或者poll函数。而epoll提供了三个函 数，epoll_create,epoll_ctl和epoll_wait，epoll_create是创建一个epoll句柄；epoll_ctl是注 册要监听的事件类型；epoll_wait则是等待事件的产生。
对于第一个缺点，epoll的解决方案在epoll_ctl函数中。每次注册新的事件到epoll句柄中时（在epoll_ctl中指定 EPOLL_CTL_ADD），会把所有的fd拷贝进内核，而不是在epoll_wait的时候重复拷贝。epoll保证了每个fd在整个过程中只会拷贝 一次。
对于第二个缺点，epoll的解决方案不像select或poll一样每次都把current轮流加入fd对应的设备等待队列中，而只在 epoll_ctl时把current挂一遍（这一遍必不可少）并为每个fd指定一个回调函数，当设备就绪，唤醒等待队列上的等待者时，就会调用这个回调 函数，而这个回调函数会把就绪的fd加入一个就绪链表）。epoll_wait的工作实际上就是在这个就绪链表中查看有没有就绪的fd（利用 schedule_timeout()实现睡一会，判断一会的效果，和select实现中的第7步是类似的）。
对于第三个缺点，epoll没有这个限制，它所支持的FD上限是最大可以打开文件的数目，这个数字一般远大于2048,举个例子, 在1GB内存的机器上大约是10万左右，具体数目可以cat /proc/sys/fs/file-max察看,一般来说这个数目和系统内存关系很大。
总结：
（1）select，poll实现需要自己不断轮询所有fd集合，直到设备就绪，期间可能要睡眠和唤醒多次交替。而epoll其实也需要调用 epoll_wait不断轮询就绪链表，期间也可能多次睡眠和唤醒交替，但是它是设备就绪时，调用回调函数，把就绪fd放入就绪链表中，并唤醒在 epoll_wait中进入睡眠的进程。虽然都要睡眠和交替，但是select和poll在“醒着”的时候要遍历整个fd集合，而epoll在“醒着”的 时候只要判断一下就绪链表是否为空就行了，这节省了大量的CPU时间，这就是回调机制带来的性能提升。
（2）select，poll每次调用都要把fd集合从用户态往内核态拷贝一次，并且要把current往设备等待队列中挂一次，而epoll只要 一次拷贝，而且把current往等待队列上挂也只挂一次（在epoll_wait的开始，注意这里的等待队列并不是设备等待队列，只是一个epoll内 部定义的等待队列），这也能节省不少的开销。
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这三种IO多路复用模型在不同的平台有着不同的支持，而epoll在windows下就不支持，好在我们有selectors模块，帮我们默认选择当前平台下最合适的