以read函式分析：
read函式從描述符為fd的當前檔案位置拷貝最多n個位元組到儲存器位置buf。返回-1表示乙個錯誤，而返回0表示eof,否則，返回值表示是實際串送位元組的數量。
在沒有dma時，read函式實際上會經過下邊的步驟
使用者程序呼叫read函式，使用者態切換成核心態，cpu傳送指令到磁碟控制器
磁碟控制器接收指令後，把資料放入磁碟控制器的內部緩衝區，產生乙個中斷。
cpu收到中斷指令後，把磁碟緩衝區的資料讀進自己的暫存器，然後把暫存器的資料寫入記憶體。核心態切換為使用者態。
cpu需要參與資料搬運過程，如果資料量大的話，太消耗cpu資源了。
由此，出現了dma技術。
先了解下什麼是dma
dma（直接記憶體訪問）direct memory access：在進行 i/o 裝置和記憶體的資料傳輸的時候，資料搬運的工作全部交給 dma 控制器。
同樣的read命令。
使用者程序呼叫read方法，cpu將請求發給dma.
dma將請求發給磁碟
磁碟控制器接收指令後，把資料放入磁碟控制器的內部緩衝區，產生乙個中斷。
dma 收到磁碟的訊號，將磁碟控制器緩衝區中的資料拷貝到核心緩衝區中.
當dma讀取足夠多的資料，就傳送中斷訊號給cpu
cpu 收到 dma 的訊號，知道資料已經準備好，於是將資料從核心拷貝到使用者空間，系統呼叫返回。
cpu不在參與資料搬運的工作，而是由dma完成。
以正常一次讀取磁碟檔案傳送資料為例，需要呼叫下列命令
read(file, tmp_buf, len);
write(socket, tmp_buf, len);
檔案傳輸的效能
減少上下文切換次數（每一次系統呼叫，都會經過兩次上下文切換）
減少資料拷貝次數
優化方案
mmap+write
sendfile
buf = mma（file,len）
mmap函式會直接吧核心緩衝區裡的資料對映到使用者空間，作業系統不需要進行任何資料的拷貝操作
發生了4次使用者態和核心態的上下文切換（兩次呼叫都是：使用者態->核心態，核心完成任務後：核心態->使用者態），3次資料的拷貝（磁碟資料->作業系統核心緩衝區（應用程序和作業系統共享）->核心的socket的緩衝區->網絡卡的緩衝區）
linux核心版本2.1後
ssize_t sendfile(int out_fd, int in_fd, off_t *offset, size_t count);
前兩個引數分別是目的端和源端的檔案描述符，後面兩個引數是源端的偏移量和複製資料的長度，返回值是實際複製資料的長度。
發生了2次使用者態和核心態的上下文切換（一次呼叫），3次資料的拷貝（磁碟資料->作業系統核心緩衝區->核心的socket的緩衝區->網絡卡的緩衝區）
網絡卡支援 sg-dma技術，從 linux 核心 2.4 版本開始起支援
2次資料的拷貝（磁碟資料->作業系統核心緩衝區->網絡卡的緩衝區）
這就是零拷貝，2次上下問切換，2次資料拷貝，全是dma拷貝，沒有cpu拷貝。
當檔案傳輸時，第一步都是需要先把磁碟檔案資料拷貝待核心快取區（pagecache）
讀寫磁碟相比與讀寫記憶體速度慢太多了，所以要用讀寫磁碟替換為讀寫記憶體。
pagecache來快取最近被訪問的資料，當空間不足時淘汰最久未被訪問的快取。
pagecache使用可預讀功能
因為區域性性（剛訪問的資料，短時間內再次訪問的概率很高），所以快取到pagecache裡
pagecache來快取最近被訪問的資料，當空間不足時淘汰最久未被訪問的快取。
因為磁碟資料讀取時（通過磁頭旋轉到資料所在的扇區，然後開始順序讀取）。旋轉磁頭非常耗時。預讀功能（kafka順序讀寫，很快）
讀磁碟資料->先在pagecache找，找不到，再從磁碟中讀取，快取到pagecache。
pagecache被大檔案佔據，其他熱點小檔案無法使用pagecache，磁碟讀寫下降
pagecache沒有享受到快取帶來的好處，卻耗費了dma多拷貝到pagecache一次
非同步io，前半部分，核心向磁碟發起請求，不等資料就位，就返回；
後半部分，核心資料拷貝到緩衝區後，程序將接收到核心的通知，處理資料，繞開pagecache，直接io；
非同步io+直接io（繞過pagecache）。
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