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上架学姐 8 张图，就可以搞懂「零拷贝」了，原来( 二 )


上架学姐 8 张图，就可以搞懂「零拷贝」了，原来
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首先 ， 期间共发生了4次用户态与内核态的上下文切换 ， 因为发生了两次系统调用 ， 一次是read ， 一次是write ， 每次系统调用都得先从用户态切换到内核态 ， 等内核完成任务后 ， 再从内核态切换回用户态 。
上下文切换到成本并不小 ， 一次切换需要耗时几十纳秒到几微秒 ， 虽然时间看上去很短 ， 但是在高并发的场景下 ， 这类时间容易被累积和放大 ， 从而影响系统的性能 。
其次 ， 还发生了4次数据拷贝 ， 其中两次是DMA的拷贝 ， 另外两次则是通过CPU拷贝的 ， 下面说一下这个过程：
第一次拷贝 ， 把磁盘上的数据拷贝到操作系统内核的缓冲区里 ， 这个拷贝的过程是通过DMA搬运的 。
第二次拷贝 ， 把内核缓冲区的数据拷贝到用户的缓冲区里 ， 于是我们应用程序就可以使用这部分数据了 ， 这个拷贝到过程是由CPU完成的 。
第三次拷贝 ， 把刚才拷贝到用户的缓冲区里的数据 ， 再拷贝到内核的socket的缓冲区里 ， 这个过程依然还是由CPU搬运的 。
第四次拷贝 ， 把内核的socket缓冲区里的数据 ， 拷贝到网卡的缓冲区里 ， 这个过程又是由DMA搬运的 。
我们回过头看这个文件传输的过程 ， 我们只是搬运一份数据 ， 结果却搬运了4次 ， 过多的数据拷贝无疑会消耗CPU资源 ， 大大降低了系统性能 。
这种简单又传统的文件传输方式 ， 存在冗余的上文切换和数据拷贝 ， 在高并发系统里是非常糟糕的 ， 多了很多不必要的开销 ， 会严重影响系统性能 。
所以 ， 要想提高文件传输的性能 ， 就需要减少「用户态与内核态的上下文切换」和「内存拷贝」的次数 。
先来看看 ， 如何减少「用户态与内核态的上下文切换」的次数呢？
读取磁盘数据的时候 ， 之所以要发生上下文切换 ， 这是因为用户空间没有权限操作磁盘或网卡 ， 内核的权限最高 ， 这些操作设备的过程都需要交由操作系统内核来完成 ， 所以一般要通过内核去完成某些任务的时候 ， 就需要使用操作系统提供的系统调用函数 。
而一次系统调用必然会发生2次上下文切换：首先从用户态切换到内核态 ， 当内核执行完任务后 ， 再切换回用户态交由进程代码执行 。
所以 ， 要想减少上下文切换到次数 ， 就要减少系统调用的次数 。
再来看看 ， 如何减少「数据拷贝」的次数？
在前面我们知道了 ， 传统的文件传输方式会历经4次数据拷贝 ， 而且这里面 ， 「从内核的读缓冲区拷贝到用户的缓冲区里 ， 再从用户的缓冲区里拷贝到socket的缓冲区里」 ， 这个过程是没有必要的 。
因为文件传输的应用场景中 ， 在用户空间我们并不会对数据「再加工」 ， 所以数据实际上可以不用搬运到用户空间 ， 因此用户的缓冲区是没有必要存在的 。
零拷贝技术实现的方式通常有2种：
mmap+write
sendfile
下面就谈一谈 ， 它们是如何减少「上下文切换」和「数据拷贝」的次数 。
在前面我们知道 ， read系统调用的过程中会把内核缓冲区的数据拷贝到用户的缓冲区里 ， 于是为了减少这一步开销 ， 我们可以用mmap替换read系统调用函数 。
buf=mmap(file,len);write(sockfd,buf,len);
mmap系统调用函数会直接把内核缓冲区里的数据「映射」到用户空间 ， 这样 ， 操作系统内核与用户空间就不需要再进行任何的数据拷贝操作 。
上架学姐 8 张图，就可以搞懂「零拷贝」了，原来
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具体过程如下：
应用进程调用了mmap后 ， DMA会把磁盘的数据拷贝到内核的缓冲区里 。 接着 ， 应用进程跟操作系统内核「共享」这个缓冲区；
应用进程再调用write ， 操作系统直接将内核缓冲区的数据拷贝到socket缓冲区中 ， 这一切都发生在内核态 ， 由CPU来搬运数据；


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