了解BIO，NIO，AIO就需要了解几个概念:,
概念1： BIO是同步阻塞，NIO是同步非阻塞，AIO是异步非阻塞， NIO，BIO的实质都调用系统内核提供的不同的方法；
概念2：select,poll，epoll都是实现NIO的一种技术，其实质就是系统内核提供的一个API。从select到epoll，每一次系统内核的升级，每一个新的思想和技术的更新，都为了解决上一代思想和技术存在的问题；
概念3：在Linux操作系统中，万物皆文件，设备，套接字，目录等都是文件，每一个打开的文件（正在使用的套接字也是一个打开的文件）都对应一个文件描述符（非负整数，类似Java的变量，C语言的指针）；
概念4：每个进程的PCB中都有一个指向一张表的指针，该表最重要的部分就是包含一个指针数组，数组里的每个元素就是一个文件描述符，每个文件描述符都指向一个文件 ，一个进程中，文件描述符默认从0开始，0表示IO标准输入，1表示标准输出，进程的文件描述符位于/proc/进程号/fd/目录下，如下图所示；
有了以上概念，下面将具体介绍BIO和NIO：
BIO : Block-IO 阻塞IO
BIO的实质就是调用内核的socket(),bind(),listen(),accept()等内核AIP完成服务端对客户端的监听；
上图是一个Java代码编写的简单的socket监听程序，该程序执行时(线程在执行时)，系统内核进行了以下几步操作:
1.调用内核socket(...,...)方法，创建一个服务端socket，该方法返回一个数值，该数值被称为文件描述符（fd），这个fd指向这个服务端socket;
2.调用内核bind(5,8090,...)方法绑定socket(fd=5)，以及端口8090；
3.调用内核listen(5,....)方法开启监听，监听socket(fd=5);
4.调用accept(5,)阻塞,等待客户端建立连接;
5.当有客户端建立连接时，内核accept（）方法返回该客户端socket的文件描述符(比如fd=6) ,Java代码通过accept ()返回的客户端socket实际就是这个fd=6,只是被Java包装成了Socket类；
6.调用内核recvfrom(6,....)方法，获取fd=6的客户端发送的数据，该方法是阻塞的；
7.调用内核write(1,....)方法，将获取到的数据输出(写入fd=1 ，文件描述符1表示输出)；
以上是一个Java socket程序在建立监听到数据时与内核交互的主要流程；
（注意，以上流程基于Java1.4版本之前，使用BIO技术的老版本Java。1.4之后的Java版本，在实际监听时已经不使用BIO阻塞等待了，而是使用poll，本文主要为了循序渐进的介绍BIO和NIO）
以上的方案:问题主要有几点:
1.当有一个客户端建立连接后，服务端线程会 一直阻塞，等待客户端发送数据，此时f服务端无法再接收其他客户端的连接；
2.如果按照图中，为了能接收不同的客户端，每接收一个客户端就新建一个线程，则资源过于浪费（创建新线程的相关系统资源耗费很大）；
因此，BIO方案在连接量大的时候是行不通的。
由以上分析可以得出，BIO方案要么需要一直阻塞等待，要么就需要创建大量的线程，而创建线程也是为了解决阻塞的问题，因而根源就在于---阻塞！
如果能解决阻塞，就可以解决BIO存在的问题。
为了解决BIO的问题，提出了NIO的概念，NIO主要有两层意思:
1.:框架层面: new-IO
2.系统内核层面 : non-block 非阻塞IO。
NIO的实质就在于系统内核调用上发生了变化，当调用内核socket()方法时，传入SOCK_NONLOCK属性，则在后续调用accept()或者recvfrom()方法时无论是否获取到数据，都会立即返回，如果有数据（有客户端建立连接），则返回该客户端的文件描述符，如果未获取到信息，则返回负数。
因此上述流程可以更改为：
1.调用socket(...,SOCK_NONLOCK，...)方法，创建一个服务端socket，并得到文件描述符（fd=5），注意此时设置了参数SOCK_NONLOCK，表示该socket是非阻塞的;
2.调用内核bind(5,8090,...)方法绑定socket(fd=5)，以及端口8090；
3.调用内核listen(5,....)方法开启监听;
4.调用accept(5,...)无论是否有客户端建立连接，均直接返回，由于程序是while(true)循环，因此会不断重复调用accept()，也就实现了非阻塞，在一个线程内可以监听多个客户端;
5.当有客户端建立连接时，内核accept（）方法返回客户端的信息(fd=6)；
6.调用内核recvfrom(6,....)方法，获取fd=6的客户端发送的数据，该方法也不再阻塞，如果fd=6的客户端此时没有数据发过来，则recvfrom()直接返回，程序继续循环，此时如果有新的客户端过来(fd=7)，则服务端可以正常接收新的客户端访问；
可以看到，我们通过在socket()方法增加SOCK_NONBLOCK参数，将同步阻塞变成了同步非阻塞，实现了简单的NIO。
多路复用器：
这种模式就是SELECT
这其中涉及到一个概念，IO多路复用，是一种同步非阻塞模式，也就是同一个线程能够监控（轮询）多个channel,或者说一次系统调用，可以同时获取多个IO的状态（句柄 fd）。
select 就是一种多路复用器的实现
但以上方案也有问题：
1.为了获取到客户端的响应数据，服务端需要不断的调用recvfrom()方法，轮询每个客户端(fd)。极端情况下，如果有10000个客户端，但只有1个客户端有响应数据，则需要调用10000次recvfrom(),但只有一次是有意义的，其他9999次都是浪费！
为了解决上述这种做无用功的问题，内核提供了select()方法，在调用recvfrom()方法之前先调用一次select()方法，将需要监听的客户端都传入select()中（实际传入的就是fd的列表），该方法会通过返回值告诉程序哪些客户端（fd）有数据响应，则程序只需要对有数据响应的客户端调用recvfrom()方法，获取数据。
poll和select是类似的原理，不再赘述。
SELECT方式减少了recvfrom()方法的调用，解决了一重复调用导致的资源消耗问题，但select本身还是有问题:
1.每次调用select方法都需要把所有的fd作为参数传给内核，在有很多个fd的时候，如果每次都作为参数传过去，也是很耗费资源的；
2.实际上内核对于select()方法的实现方式也是遍历，也就是说select()方法把程序调内核遍历变成了内核自己遍历自己，虽然减少了外部程序调内核的开销，但遍历的本质没有变；
为了彻底解决每次都传值以及循环遍历导致的性能开销问题，人们提出了几种方案：
1.对于每次传fd列表的问题，在内存中开辟一个空间，将fd列表存储起来，以后只在有新客户端建立时才传fd;
2.对于循环遍历的问题，引入了操作系统的中断事件概念，在操作系统中，任何操作都会产生一个中断，CPU通过中断的级别来判断需要优先处理哪些中断。数据传输也是一样，当有数据进来时(数据通过IO进入内存后)，操作系统会产生一个中断事件，可以通过监听这种中断事件达到监听数据的目的。
这种基于中断事件的技术就是epoll
系统内核提供了三个epoll的方法:
epoll_create()：先在内存创建一个eventpoll对象，并返回该对象的文件描述符efd，eventpolll对象包含一个就绪队列和一个等待队列,等待队列使用了红黑树，便于数据的删除和增加，因为epoll_ctl()方法会不断的增加和删除等待队列的数据，就绪队列使用了一个双向链表； 这里需要注意的是，这颗红黑树是采用了mmap技术，也就是说这颗红黑树的内存是用户空间和内核空间共享的，当有一个新的文件描述符产生时，用户线程对该红黑树进行操作，添加一个节点，内核就可以通过操作该空间，直接读取到最新的文件描述符集合。
epoll_ctl(efd,add,fd,accept)：该方法用于向eventpoll对象的等待队列添加需要监听的socket，监听socket的的accept事件；
epoll_wait(efd):监听 eventpoll对象的就绪列表，有数据则返回，没有则阻塞，epoll_wait()可以设置超时等待时间，负数表示一直阻塞；
1.调用socket(...,SOCK_NONLOCK，...)方法，创建一个服务端socket，并得到文件描述符（fd=5），注意此时设置了参数SOCK_NONLOCK，表示该socket是非阻塞的;
2.调用内核bind(5,8090,...)方法绑定socket(fd=5)，以及端口8090；
3.调用内核listen(5,....)方法开启监听;
4.调用epoll_create（）方法创建一个eventpoll对象，并返回该对象的文件描述符efd=8;
5.调用epoll_ctl(efd8,add,fd5,accept)方法，在eventpoll(efd=8)的等待队列中添加socket(fd=5),同时向内核的中断处理程序注册一个回调函数，监听socket(fd=5)的accept事件，该函数的作用就是当有事件响应时，向就绪列表添加该事件(socket)的描述符fd;
6.调用epoll_wait(efd=8)，监听eventpoll的就绪队列，是否有事件过来，epoll_wait()返回的是该事件的fd,如果没有则阻塞等待或者直接返回；
7.当有客户端连接进来时（TCP建立连接时，会产生一个中断事件），当事件到来时，中断程序会通过之前注册的回调函数给epollevent对象的就绪列表添加已经就绪的socket的fd（fd=5）,当程序调用epoll_wait()的时候，会返回该该socket的fd（fd=5），程序收到后可以判断出是服务端socket的accept()事件有了响应，会调用accept()方法，与新的客户端建立连接，并返回新客户端的fd(fd=9)。然后会再一次调用epoll_ctl(efd8，add,fd9,read),表示向eventpoll(efd8)的等待列表增加客户端efd9的读(read)事件，实现对客户端efd9的读事件监听；
8.此时如果有另外一个客户端连接进来(socket fd=5的accept事件)，同时客户端fd9有数据传输进来(socket fd=9 的read事件)，中断程序会通过回调函数将这两个socket对应的fd添加到就绪列表，当程序调用eopll_wait（）时，这两个fd会通过epoll_wait()返回给服务端，服务端收到后根据判断会分别调用recvfrom()方法读取数据以及accept()返回新的客户端(fd=10)，然后调用epoll_ctl(efd8,add,fd10,read)向eventpoll的等待队列增加一个新的客户端fd10的读取事件。
可以看到，程序只有在由新的事件需要监听时才调用epoll_ctl()方法，同时只需要调用epoll_wait()就可以知道有哪些事件到达了，然后再去调用accept()或者recvfrom()方法，如此则解决了select中需要遍历所有客户端的问题。
与select和poll相比，epoll有以下几个优点:
1.通过epoll_ctl()方法将需要监听的socket(fd)放在内核空间efd中，就不需要像select一样每次都把所有的socket作为参数传进去，减少资源消耗；
2.select和poll是需要不断调用函数遍历查询是否有事件到达，而对于epoll而言，当有事件到来时，通过操作系统的中断机制就可以获取到到达的事件，中断程序通过注册的回调函数将事件的描述符fd添加到就绪列表，整个过程不需要程序参与，相当于异步，程序只需要调用epoll_wait()方法收集就绪的事件就可以了，这样就解决了遍历的问题；
3.select和poll在得到事件响应后是需要通过read()或者write()从内核读取数据，数据的流向相当于设备-内核-用户空间，而epoll由于使用了mmap技术，可以将设备的内存地址直接映射到用户空间，数据流向为设备-用户，中间省去了从内核拷贝数据的过程，因此可以节省大量的开销；
