得物面试：什么是零复制？说说 零复制 底层原理？（吊打面试官）

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得物面试：什么是零复制？说说 零复制 底层原理？（吊打面试官）

尼恩特别说明： 尼恩的文章，都会在 《技术自由圈》 公号 发布， 并且维护最新版本。 如果发现图片 不可见， 请去 《技术自由圈》 公号 查找

尼恩说在前面

在40岁老架构师 尼恩的读者交流群(50+)中，最近有小伙伴拿到了一线互联网企业如得物、阿里、滴滴、极兔、有赞、希音、百度、网易、美团的面试资格，遇到很多很重要的零复制的问题：

• 说一说Rocketmq、是如何实现每秒上百万数据的超高并发写入的？

• 说一说Rocketmq、如何实现每秒上十万QPS的超高吞吐量的读取的？

• 说一说 Rocketmq、的零复制（/零拷贝）原理

• 说一说 Kafka 是如何实现每秒上百万数据的超高并发写入的？

• 说一说 Kafka如何实现每秒上十万QPS的超高吞吐量的读取的？

• 说一说 Kafka 的零复制（/零拷贝）原理

• 高性能文件IO之： 高性能写入， Rocketmq 是怎么做到高性能写入的， Kafka是怎么做到高性能写入的

• 高性能文件IO之： 高性能读取，Kafka 是怎么做到高性能读取的， Kafka是怎么做到高性能读取的

最近有小伙伴在面试得物，又遇到这一个问题。小伙伴支支吾吾的说了几句，卒。

所以，尼恩给大家做一下系统化、体系化的梳理，使得大家内力猛增，可以充分展示一下大家雄厚的 “技术肌肉”，让面试官爱到 “不能自已、口水直流”，然后实现”offer直提”。

当然，这道面试题，以及参考答案，也会收入咱们的 《尼恩Java面试宝典PDF》V171版本，供后面的小伙伴参考，提升大家的 3高 架构、设计、开发水平。

最新《尼恩 架构笔记》《尼恩高并发三部曲》《尼恩Java面试宝典》的PDF，请关注本公众号【技术自由圈】获取，回复：领电子书

同时，与本文配套，尼恩决定给大家写一个0复制 系列，帮助大家吊打面试官：

• 第1篇：从0到1： 穿透 0复制的底层原理 （本文）
• 第2篇：从0到1： 穿透Netty 0复制的底层原理和实操 （规划中，具体参见尼恩的公号）
• 第3篇：从0到1： 穿透Kafka 0复制的底层原理和实操 （规划中，具体参见尼恩的公号）
• 第4篇：从0到1： 穿透Rocketmq 0复制的底层原理和实操 （规划中，具体参见尼恩的公号）

什么是数据复制/数据拷贝（Copy）？

拷贝（Copy）数据，主要包括两种：CPU拷贝/ DMA拷贝。

第一类拷贝：CPU 拷贝（CPU Copy）：

在 CPU 拷贝中，数据的传输是由中央处理器（CPU）直接进行的。当数据需要从一个内存区域拷贝到另一个内存区域时，CPU 首先将数据从源内存区域读取到 CPU 寄存器，然后再将数据从寄存器写入到目标内存区域。这个过程需要 CPU 的直接参与，因此称为 CPU 拷贝。CPU 拷贝的过程涉及多次读取和写入操作，较为耗时，特别是在大数据量传输时。

第二类拷贝：DMA 拷贝（Direct Memory Access Copy）：

在 DMA 拷贝中，数据的传输是通过 DMA 控制器进行的，而不需要 CPU 的直接参与。

DMA 控制器是一种硬件设备，它能够在 CPU 不直接参与的情况下，将数据从一个内存区域传输到另一个内存区域。

在 DMA 拷贝中，CPU 将传输的任务交给 DMA 控制器，然后 DMA 控制器直接控制数据在内存之间的传输，减少了 CPU 的负担和参与，提高了数据传输的效率。

DMA 拷贝通常用于大数据量的传输，可以有效减少 CPU 的拷贝操作，提高传输速度。

总结起来，CPU 拷贝是指数据传输需要通过 CPU 进行读取和写入操作，而 DMA 拷贝是指数据传输通过 DMA 控制器直接进行，减少了 CPU 的介入。

在性能敏感的场景中，DMA 拷贝通常比 CPU 拷贝更高效。

什么是四大内存？

零拷贝是指CPU不需要在用户空间和用户空间、用户空间和内核空间之间、内核空间和设备共享内存之间拷贝数据，消耗资源。

• 用户空间和内核空间
• 用户空间和内核空间
• 内核空间和物理设备共享内存

什么是用户空间，什么是内核空间，两个概念说起来虚头巴脑的。 尼恩在葵花宝典视频中，给大家详细介绍了的，具体请看大家的葵花宝典视频？

以 Java SOCKET 的IO为例，主要涉及四大内存:

数据发送到网卡的流程

通过到网卡读取数据的流程

接收 SOCKET 数据包的流程

接收SOCKET 数据包是一个复杂的过程，涉及很多底层的技术细节，但大致需要以下几个步骤：

1. 网卡收到数据包。
2. 将数据包从网卡硬件缓存转移到服务器内存中。
3. 通知内核处理。
4. 经过TCP/IP协议逐层处理。
5. 应用程序通过read()从socket buffer读取数据。

NIC(Network Interface Card ，网络接口卡、网卡)在接收到数据包之后，首先需要将数据同步到内核中，这中间的桥梁是rx ring buffer。

rx ring buffer 是由NIC和驱动程序共享的一片区域，事实上，rx ring buffer存储的并不是实际的packet数据，而是一个描述符，这个描述符指向了它真正的存储地址，具体流程如下：

1. 驱动在内存中分配一片缓冲区用来接收数据包，叫做sk_buffer；
2. 将上述缓冲区的地址和大小（即接收描述符），加入到rx ring buffer。描述符中的缓冲区地址是DMA使用的物理地址；
3. 驱动通知网卡有一个新的描述符；
4. 网卡从rx ring buffer中取出描述符，从而获知缓冲区的地址和大小；
5. 网卡收到新的数据包；
6. 网卡将新数据包通过DMA直接写到sk_buffer中。

这个时候，数据包已经被接受，已经被转移到了sk_buffer中。

sk_buffer 是驱动程序在内存中分配的一片缓冲区，并且sk_buffer 是通过DMA写入的.

由于使用了 DMA， 这里就不依赖CPU直接将数据写到了内存中，对于内核来说， 减轻了负担。

但是， 硬币都有反面。 既然DMA 负责写入的操作，这就意味着对内核来说，其实并不知道已经有新数据到了内存中。

那么如何让内核知道有新数据进来了呢？

答案就是中断，NIC 通过中断告诉内核有新数据进来了，并需要进行后续处理。

当NIC把数据包通过DMA复制到内核缓冲区sk_buffer后，NIC立即发起一个硬件中断。

DMA复制完数据后，NIC首先进入第一步 硬中断部分，网卡中断对应的中断处理程序是网卡驱动程序的一部分，CPU执行中断处理程序， 中断处理程序 它发起软中断，进入第3 软中断处理程序部分，开始消费sk_buffer中的数据，交给内核协议栈处理。协议栈处理把数据复制到 SOCKET 的缓存。

这个时候，数据完成了 从网卡的缓冲区进入到了 receive buffer 接受缓冲区， 这就是 内核缓存区，也是内核空间内存。

DMA 简介：

DMA的全称叫直接内存存取(Direct Memory Access), 是一种允许外围设备(硬件子系统)直接访问系统主内存的机制,也就是,基于DMA访问方式,系统主内存与硬盘或网卡之间的数据传输可以绕开CPU的全程调度.目前大多数的硬件设备,包括磁盘控制器,网卡,显卡以及声卡等支持DMA技术.

整个数据传输操作在一个DMA控制器下进行的.CPU 除了在数据传输开始和结束时做一点处理外(开始和结束时要做中断处理),在传输过程中CPU可以继续进行其他的工作.

为了减少CPU对快速设备入出的操作，可以通过把这 批数据的传输过程交由一块专用的接口卡（DMA接口）来控制，让DMA卡代替CPU控制在快速设备与主存储器之间直接传输数据。

在DMA模式下，CPU只须向DMA控制器下达指令，让DMA控制器来处理数据的传送，数据传送完毕再把信息反馈给CPU，这样就很大程度上减轻了 CPU资源占有率。

DMA传输的优势:给CPU 带来了解脱 。通过 DMA ，大部分时间里 cpu计算和I/0操作可以处于并行操作,使整个IO的效率大大提升.

基于DMA技术的IO基础流程如下:

什么是零拷贝？ 零复制的4大类型：

零拷贝（Zero-Copy）是一种数据传输和处理的优化技术，旨在减少数据在系统内部的复制次数，从而提高数据传输的效率和性能。

在传统的数据传输过程中，数据需要在不同的内存区域之间进行多次复制，这会消耗CPU和内存带宽，降低系统性能。

零拷贝技术通过最小化或消除这些复制操作来提升性能。

在零拷贝技术中，主要有以下几种关键思想和机制：

类型1：用户空间和内核空间共享内存：

零拷贝技术允许用户空间和内核空间共享同一块内存区域，这样数据可以直接在内核和用户空间之间传递，避免了复制的开销。

比如，基于mmap的内存映射技术，如下图所示：

类型2：直接内存访问（DMA）：

零拷贝技术使用DMA来实现数据传输，DMA允许外设（如网络适配器、磁盘控制器等）直接访问系统内存，而不需要CPU的干预。

这样数据可以在内存和外设之间直接传递，减少CPU拷贝的步骤。

比如，基于DMA的网卡直接内存复制技术，如下图所示：

类型3：文件描述符传递：

零拷贝技术允许在不同的进程之间传递文件描述符，而不是传递实际的数据。这样可以避免数据的多次复制。

比如，使用sendfile 时，直接传递文件文件描述符和偏移量， 实现全部的DMA 复制。

零拷贝技术允许内核空间进行一些数据的复制操作，但这些复制操作是在内核空间内进行的，不会涉及到用户空间，从而减少了用户空间到内核空间的切换。

类型4：逻辑内存的数据零复制：

逻辑内存的数据零复制，指的是不复制数据， 不去移动底层的 字节数据。 只维护字节数据的 元数据信息。

我们知道， Java中的内存，无论是Netty的 ByteBuf ，还是 NIO的 bytebuffer，都是冰山结构。

既然是这种 二元结构，那么就可以进行逻辑层面的内存的数据复制， 不去动底层的 字节数组。

比如：Netty提供CompositeByteBuf类实现逻辑内存的数据零复制。

使用方式:

 CompositeByteBuf compositeByteBuf = Unpooled.compositeBuffer(3);
 compositeByteBuf.addComponents(true,ByteBuf1,ByteBuf1);

需要注意的是addComponents第一个参数必须为true, 那么writeIndex 才不为0,才能从compositeByteBuf中读到数据.

通过 逻辑内存的数据零复制，可以将多个ByteBuf合并为一个逻辑上的ByteBuf,避免了底层数组之间的拷贝.

除此之外， netty的 bytebuf 切片， 也是 逻辑内存的数据零复制 的类型。

类型5：Java通过JNI直接使用本地内存：

Java通过JNI直接使用本地内存，进行本地内存的读写，可以避免本地内存到堆内存直接的一次复制。

在Java中分配直接内存大有如下三种主要方式：

1. Unsafe.allocateMemory()
2. ByteBuffer.allocateDirect()
3. native方法

Unsafe类

Java提供了Unsafe类用来进行直接内存的分配与释放

public native long allocateMemory(long var1);
public native void freeMemory(long var1);

示例

public class DirectMemoryMain {
    public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
        Unsafe unsafe = getUnsafe();
        while (true) {
            for (int i = 0; i < 10000; i++) {
                long address = unsafe.allocateMemory(10000);
                // System.out.println(address);
                // unsafe.freeMemory(address);
            }
            Thread.sleep(1);
        }
    }

    // Unsafe无法直接使用，需要通过反射来获取
    private static Unsafe getUnsafe() {
        try {
            Class clazz = Unsafe.class;
            Field field = clazz.getDeclaredField("theUnsafe");
            field.setAccessible(true);
            return (Unsafe) field.get(null);
        } catch (IllegalAccessException | NoSuchFieldException e) {
            throw new RuntimeException(e);
        }
    }
}

DirectByteBuffer 直接内存

虽然Unsafe可以通过反射调用来进行内存分配，但是按照其设计方式，它并不是给开发者来使用的，而且Unsafe里面的方法也十分原始，更像是一个底层设施。

而其上层的封装则是DirectByteBuffer，这个才是最终留给开发者使用的。

DirectByteBuffer的分配是通过ByteBuffer.allocateDirect(int capacity)方法来实现的。

DirectByteBuffer申请内存的源码如下：

DirectByteBuffer(int cap) {
    super(-1, 0, cap, cap);
    
    // 计算需要分配的内存大小
    boolean pa = VM.isDirectMemoryPageAligned();
    int ps = Bits.pageSize();
    long size = Math.max(1L, (long)cap + (pa ? ps : 0));
    
    // 告诉内存管理器要分配内存
    Bits.reserveMemory(size, cap);

    // 分配直接内存
    long base = 0;
    try {
        base = unsafe.allocateMemory(size);
    } catch (OutOfMemoryError x) {
        Bits.unreserveMemory(size, cap);
        throw x;
    }
    unsafe.setMemory(base, size, (byte) 0);
    
    // 计算内存的地址
    if (pa && (base % ps != 0)) {
        address = base + ps - (base & (ps - 1));
    } else {
        address = base;
    }
    
    // 创建Cleaner
    cleaner = Cleaner.create(this, new Deallocator(base, size, cap));
    att = null;
}

整个DirectByteBuffer分配过程中，比较需要关注的Bits.reserveMemory()和Cleaner,Deallocator，其中Bits.reserveMemory()与分配相关，Cleaner、Deallocator则与内存释放相关。

零拷贝的三大优势

零拷贝的三大优势：

（1）尽可能避免不必要的CPU拷贝，让CPU解脱出来去执行其他的任务；
（2）减少内存带宽的占用；
（3）减少用户空间和操作系统内核空间之间的上下文切换；

零拷贝技术在各种场景中都有应用，特别是在高性能网络传输、文件系统操作和数据库访问等方面。

它可以显著提升数据传输的效率，降低系统的资源消耗，从而改善系统的性能。

一些常见的应用包括网络数据传输、文件的读写和数据库查询等。

零拷贝技术的目标是尽可能减少数据在系统内部的复制次数，从而提高数据传输的效率和性能。虽然零拷贝可以减少或避免某些复制操作，但并不是绝对不需要拷贝过程。

什么是CPU上下文切换/ 用户态与内核态切换?

在操作系统中，从用户态切换到内核态（核心态）以及从内核态切换回用户态是操作系统进行上下文切换的过程，涉及到处理器的特权级变更和寄存器保存与恢复。

这些切换是为了保护操作系统和应用程序的稳定性和安全性，同时允许内核执行特权指令。

1. 从用户态切换到内核态：
   当应用程序执行特权级操作（例如系统调用、硬件中断处理、异常处理等）时，需要从用户态切换到内核态。以下是从用户态切换到内核态的基本步骤：
   • 触发切换请求： 应用程序通过系统调用或其他方式触发特权级操作的请求。
   • 硬件响应： 处理器检测到特权级操作的请求，触发硬件中断或异常。
   • 保存用户态上下文： 处理器将应用程序的用户态上下文（寄存器值、程序计数器等）保存到内核态的堆栈或内存区域。
   • 切换到内核态： 处理器切换到内核态，将特权级提升为内核态，并跳转到内核态的处理程序（例如中断处理程序）。
   • 执行内核态操作： 内核态的处理程序执行相应的操作，可能包括对资源的访问、状态更新等。
   • 恢复用户态上下文： 处理器从内核态返回时，将之前保存的用户态上下文从堆栈或内存中恢复，使应用程序继续执行。
2. 从内核态切换回用户态：
   当内核态的操作完成后，需要将处理器从内核态切换回用户态，使应用程序继续执行。以下是从内核态切换回用户态的基本步骤：
   • 保存内核态上下文： 内核态处理程序将内核态的上下文（寄存器值、状态等）保存到内核堆栈或内存中。
   • 切换到用户态： 处理器切换回用户态，将特权级降低为用户态，并跳转到之前用户态的执行位置。
   • 恢复用户态上下文： 处理器从用户态返回时，将之前保存的用户态上下文从堆栈或内存中恢复，使应用程序继续执行。

需要注意的是，上下文切换是一种开销较大的操作，因为涉及到寄存器值的保存和恢复，以及特权级的变更。在多任务操作系统中，频繁的上下文切换可能会影响系统性能。

而在每个任务运行前，CPU 都需要知道任务从哪里加载、又从哪里开始运行，也就是说，需要系统事先帮它设置好 CPU 寄存器和程序计数器（Program Counter，PC）。

CPU 寄存器，是 CPU 内置的容量小、但速度极快的内存。而程序计数器，则是用来存储 CPU 正在执行的指令位置、或者即将执行的下一条指令位置。它们都是 CPU 在运行任何任务前，必须的依赖环境，因此也被叫做 CPU 上下文。

知道了什么是 CPU 上下文，我想你也很容易理解 CPU 上下文切换。

CPU 上下文切换，就是先把前一个任务的 CPU 上下文（也就是 CPU 寄存器和程序计数器）保存起来，然后加载新任务的上下文到这些寄存器和程序计数器，最后再跳转到程序计数器所指的新位置，运行新任务。

而这些保存下来的上下文，会存储在系统内核中，并在任务重新调度执行时再次加载进来。这样就能保证任务原来的状态不受影响，让任务看起来还是连续运行。

我猜肯定会有人说，CPU 上下文切换无非就是更新了 CPU 寄存器的值嘛，但这些寄存器，本身就是为了快速运行任务而设计的，为什么会影响系统的 CPU 性能呢？

所以，根据任务的不同，CPU 的上下文切换就可以分为几个不同的场景，也就是进程上下文切换、线程上下文切换以及中断上下文切换。

进程上下文切换

Linux 按照特权等级，把进程的运行空间分为内核空间和用户空间，分别对应着下图中， CPU 特权等级的 Ring 0 和 Ring 3。

• 内核空间（Ring 0）具有最高权限，可以直接访问所有资源；
• 用户空间（Ring 3）只能访问受限资源，不能直接访问内存等硬件设备，必须通过系统调用陷入到内核中，才能访问这些特权资源。

换个角度看，也就是说，进程既可以在用户空间运行，又可以在内核空间中运行。进程在用户空间运行时，被称为进程的用户态，而陷入内核空间的时候，被称为进程的内核态。

从用户态到内核态的转变，需要通过系统调用来完成。比如，当我们查看文件内容时，就需要多次系统调用来完成：首先调用 open() 打开文件，然后调用 read() 读取文件内容，并调用 write() 将内容写到标准输出，最后再调用 close() 关闭文件。

那么，系统调用的过程有没有发生 CPU 上下文的切换呢？答案自然是肯定的。

CPU 寄存器里原来用户态的指令位置，需要先保存起来。接着，为了执行内核态代码，CPU 寄存器需要更新为内核态指令的新位置。最后才是跳转到内核态运行内核任务。

而系统调用结束后，CPU寄存器需要恢复原来保存的用户态，然后再切换到用户空间，继续运行进程。所以，一次系统调用的过程，其实是发生了两次 CPU 上下文切换。

不过，需要注意的是，系统调用过程中，并不会涉及到虚拟内存等进程用户态的资源，也不会切换进程。这跟我们通常所说的进程上下文切换是不一样的：

• 进程上下文切换，是指从一个进程切换到另一个进程运行。
• 而系统调用过程中一直是同一个进程在运行。

所以，系统调用过程通常称为特权模式切换，而不是上下文切换。但实际上，系统调用过程中，CPU 的上下文切换还是无法避免的。

那么，进程上下文切换跟系统调用又有什么区别呢？

首先，你需要知道，进程是由内核来管理和调度的，进程的切换只能发生在内核态。所以，进程的上下文不仅包括了虚拟内存、栈、全局变量等用户空间的资源，还包括了内核堆栈、寄存器等内核空间的状态。

因此，进程的上下文切换就比系统调用时多了一步：在保存当前进程的内核状态和CPU寄存器之前，需要先把该进程的虚拟内存、栈等保存下来；而加载了下一进程的内核态后，还需要刷新进程的虚拟内存和用户栈。

如下图所示，保存上下文和恢复上下文的过程并不是“免费”的，需要内核在 CPU 上运行才能完成。

根据 Tsuna 的测试报告，每次上下文切换都需要几十纳秒到数微秒的 CPU 时间。这个时间还是相当可观的，特别是在进程上下文切换次数较多的情况下，很容易导致 CPU 将大量时间耗费在寄存器、内核栈以及虚拟内存等资源的保存和恢复上，进而大大缩短了真正运行进程的时间。这也正是上一节中我们所讲的，导致平均负载升高的一个重要因素。

另外，我们知道， Linux 通过 TLB（Translation Lookaside Buffer）来管理虚拟内存到物理内存的映射关系。当虚拟内存更新后，TLB 也需要刷新，内存的访问也会随之变慢。特别是在多处理器系统上，缓存是被多个处理器共享的，刷新缓存不仅会影响当前处理器的进程，还会影响共享缓存的其他处理器的进程。

知道了进程上下文切换潜在的性能问题后，我们再来看，究竟什么时候会切换进程上下文。

显然，进程切换时才需要切换上下文，换句话说，只有在进程调度的时候，才需要切换上下文。Linux 为每个 CPU 都维护了一个就绪队列，将活跃进程（即正在运行和正在等待CPU的进程）按照优先级和等待 CPU 的时间排序，然后选择最需要 CPU 的进程，也就是优先级最高和等待CPU时间最长的进程来运行。

那么，进程在什么时候才会被调度到 CPU 上运行呢？

最容易想到的一个时机，就是进程执行完终止了，它之前使用的CPU会释放出来，这个时候再从就绪队列里，拿一个新的进程过来运行。其实还有很多其他场景，也会触发进程调度，在这里我给你逐个梳理下。

其一，为了保证所有进程可以得到公平调度，CPU时间被划分为一段段的时间片，这些时间片再被轮流分配给各个进程。这样，当某个进程的时间片耗尽了，就会被系统挂起，切换到其它正在等待 CPU 的进程运行。

其二，进程在系统资源不足（比如内存不足）时，要等到资源满足后才可以运行，这个时候进程也会被挂起，并由系统调度其他进程运行。

其三，当进程通过睡眠函数 sleep 这样的方法将自己主动挂起时，自然也会重新调度。

其四，当有优先级更高的进程运行时，为了保证高优先级进程的运行，当前进程会被挂起，由高优先级进程来运行。

最后一个，发生硬件中断时，CPU上的进程会被中断挂起，转而执行内核中的中断服务程序。

了解这几个场景是非常有必要的，因为一旦出现上下文切换的性能问题，它们就是幕后凶手。

线程上下文切换

说完了进程的上下文切换，我们再来看看线程相关的问题。

线程与进程最大的区别在于，线程是调度的基本单位，而进程则是资源拥有的基本单位。说白了，所谓内核中的任务调度，实际上的调度对象是线程；而进程只是给线程提供了虚拟内存、全局变量等资源。所以，对于线程和进程，我们可以这么理解：

• 当进程只有一个线程时，可以认为进程就等于线程。
• 当进程拥有多个线程时，这些线程会共享相同的虚拟内存和全局变量等资源。这些资源在上下文切换时是不需要修改的。
• 另外，线程也有自己的私有数据，比如栈和寄存器等，这些在上下文切换时也是需要保存的。

这么一来，线程的上下文切换其实就可以分为两种情况：

第一种， 前后两个线程属于不同进程。此时，因为资源不共享，所以切换过程就跟进程上下文切换是一样。

第二种，前后两个线程属于同一个进程。此时，因为虚拟内存是共享的，所以在切换时，虚拟内存这些资源就保持不动，只需要切换线程的私有数据、寄存器等不共享的数据。

到这里你应该也发现了，虽然同为上下文切换，但同进程内的线程切换，要比多进程间的切换消耗更少的资源，而这，也正是多线程代替多进程的一个优势。

中断上下文切换

除了前面两种上下文切换，还有一个场景也会切换 CPU 上下文，那就是中断。

为了快速响应硬件的事件，中断处理会打断进程的正常调度和执行，转而调用中断处理程序，响应设备事件。而在打断其他进程时，就需要将进程当前的状态保存下来，这样在中断结束后，进程仍然可以从原来的状态恢复运行。

跟进程上下文不同，中断上下文切换并不涉及到进程的用户态。所以，即便中断过程打断了一个正处在用户态的进程，也不需要保存和恢复这个进程的虚拟内存、全局变量等用户态资源。中断上下文，其实只包括内核态中断服务程序执行所必需的状态，包括CPU 寄存器、内核堆栈、硬件中断参数等。

对同一个 CPU 来说，中断处理比进程拥有更高的优先级，所以中断上下文切换并不会与进程上下文切换同时发生。同样道理，由于中断会打断正常进程的调度和执行，所以大部分中断处理程序都短小精悍，以便尽可能快的执行结束。

另外，跟进程上下文切换一样，中断上下文切换也需要消耗CPU，切换次数过多也会耗费大量的 CPU，甚至严重降低系统的整体性能。所以，当你发现中断次数过多时，就需要注意去排查它是否会给你的系统带来严重的性能问题。

传统IO中的数据拷贝

• 传统C程序IO流程中数据拷贝
• 传统的JAVA程序IO流程中数据拷贝

C传统程序IO过程中数据拷贝

详解C传统程序典型的IO系统调用流程: 写入流程

用户程序通过write 写系统调用，启动io操作。

step 1: write 写系统调用导致进程从用户态切换到内核态。

step 2: sys_write 内核函数，将用户空间内存数据放入内核地址空间缓冲区。

这是一次CPU负责的内存复制。

但是，这次将数据放入另一个与文件或者设备相关的缓冲区.

如果该内核地址缓冲区与套接字相关，叫做socket send buffer，如果与文件系统相关，叫做filesystem cache，

step 3: 当DMA引擎将数据从内核缓冲区传递到协议栈引擎时。

这是一次DMA负责的内存复制，CPU不用参与其中。

step 4: write系统调用返回，进程从内核模式切换到用户模式。

详解C传统程序典型的IO系统调用流程: 读取流程

step 1: read系统调用, 首先导致进程从用户模式切换到内核模式。

在阻塞式的IO模式下， 用户进程等待系统调用返回。系统会等待内核缓存中的数据。

step 2: 数据的最初的副本，由DMA引擎执行复制，复制到内核缓存。

这是一次DMA负责的内存复制，CPU不用参与其中。

DMA引擎读取文件内容（或者网卡协议栈缓存内容），并将其存储到内核地址空间缓冲区中。

step 3: sys_read 内核函数，将数据从内核缓冲区复制到用户缓冲区，然后读取的系统调用返回。

这是一次CPU负责的内存复制。

step 4: read调用返回，导致进程从内核切换回用户模式。

现在，数据存储在用户地址空间缓冲区中，并且进程可以重新开始。

内核空间和用户空间为什么要发生拷贝？

用户程序是绝对无法直接访问内核空间的，无法直接访问任意一块物理内存。

这块其实很复杂，和安全性有关，但主要的原因应该是：

用户空间的内存可能并不指向物理内存，直接访问时可能产生缺页异常。

但是Linux内核禁止在中断时产生缺页异常，否则会产生打印oops错误。

这就要求我们用户的缓冲区数据必须要存在内存中，而这个实际上很难控制，所以就会直接把数据复制到内核缓冲区中。

//缺页异常处理函数
asmlinkage void
do_page_fault(unsigned long address, unsigned long mmcsr,
          long cause, struct pt_regs *regs)
{
    //省略一堆。。
    //这里注释已经说的很清楚了，不允许在内核中执行缺页中断
    /* If we're in an interrupt context, or have no user context,
       we must not take the fault.  */
    if (!mm || faulthandler_disabled())
        goto no_context;
}
//打印oops
 no_context:
    /* Oops. The kernel tried to access some bad page. We'll have to
       terminate things with extreme prejudice.  */
    printk(KERN_ALERT "Unable to handle kernel paging request at "
           "virtual address %016lx\n", address);
    die_if_kernel("Oops", regs, cause, (unsigned long*)regs - 16);
    do_exit(SIGKILL);

Java传统程序IO流程中数据拷贝

传统I/O操作的数据读写流程, 触发

• 4次上下文切换
• 4次CPU拷贝
• 2次DMA拷贝

如果使用直接内存的一次传统网络send操作,则需要2次内存复制,如下图所示:

使用java的堆内存地址值,与JNI堆外内存的地址值不一致的原因是:

由于JVM 的有自己的内存模型,JVM缓冲区起始地址和长度,与JNI堆外内存的值不一致,

所以,不能直接传递给JNI函数去调用底层的C语言内存操作函数.

为什么会在JVM堆内外之间发生数据拷贝

回顾：Linux进程内存布局

JVM虚拟机，对操作系统来说只是一个普通的Linux程序，所以除了Java的内存模型外，JVM整体使用的内存也符合Linux的堆栈区分配。

看下面这张经典的Linux进程内存布局图：

不要把JVM的堆栈和C语言的堆栈弄混了，因为JVM属于C++程序，而我们所谓的Java堆实际上是一个C++对象，所以属于C语言的堆之内。至于Java线程的栈分配在C语言的堆还是栈上就看具体的虚拟机实现了，这个其实区别不大。

对于JVM的堆我们暂且叫做：Java Heap，之外的堆叫做C Heap。

对应的，ByteBuffer有allocate方法用来申请堆内和堆外缓冲区。

Java Heap和C Heap哪个效率更高？

其实差别不大，两个都是由malloc申请来的内存，可以理解为Java Heap属于C Heap的一部分，所以两者的读写效率肯定没什么差别。

但Java Heap有一个很重要的特性就是GC，在堆内GC的时候可能会移动其中的对象。这点很关键，因为这意味着我们的Java对象的内存地址并不是固定的。

这也解释了一个常见的疑问：‘Java的hashcode是否是内存地址？’，答案是否定的。因为Java规范要求应用运行其间hashcode值不能变，但Java对象的内存地址是会变化的。

JVM GC其间会移动对象的地址

由于JVM GC其间会移动对象的地址，包括byte[]，而内核无法感知到内存的移动，很可能会导致数据错误。

这是因为JNI方法访问的内存区域是一个已经确定了的内存区域地质，那么该内存地址指向的是Java堆内内存的话，那么如果在操作系统正在访问这个内存地址的时候，Java在这个时候进行了GC操作，而GC操作会涉及到数据的移动操作

GC经常会进行先标志再压缩的操作。即，将可回收的空间做标志，然后清空标志位置的内存，然后会进行一个压缩，压缩就会涉及到对象的移动，移动的目的是为了腾出一块更加完整、连续的内存空间，以容纳更大的新对象，数据的移动会使对象的地址发生变化。

为什么会在堆内外之间发生数据拷贝

由于JVM只是一个普通的用户程序，所以涉及到系统功能时JVM必须把功能委托给操作系统提供的系统调用执行，这里我们研究一下IO操作中的write和read函数。

由于JVM GC其间会移动对象的地址，包括byte[]，而内核无法感知到内存的移动，很可能会导致数据错误。

所以我们在以byte[]的形式写入数据时必须先把数据拷贝到不受JVM堆控制的堆外内存中，这部分就是我们说的C heap，而DirectByteBuffer正处于这片区域。

同样的，read的时候，我们也要保证在系统往缓冲区写入的时候我们不能gc移动内存，否则数据不知道写到了哪里，所以也会导致拷贝发生。

堆内外之间发生数据拷贝的必然性

所以我们在以byte[]的形式写入数据时必须先把数据拷贝到不受JVM堆控制的堆外内存中，这部分就是我们说的C heap，而DirectByteBuffer正处于这片区域。

同样的，read的时候，我们也要保证在系统往缓冲区写入的时候我们不能gc移动内存，否则数据不知道写到了哪里，所以也会导致拷贝发生。

堆内外之间发生数据拷贝减少的解决方案

直接使用堆外内存，如DirectByteBuffer。

这种方式是直接在堆外分配一个内存(即，native memory)来存储数据，程序通过JNI直接将数据读/写到堆外内存中。

因为数据直接写入到了堆外内存中，所以这种方式就不会再在JVM管控的堆内再分配内存来存储数据了，也就不存在堆内内存和堆外内存数据拷贝的操作了。

这样在进行I/O操作时，只需要将这个堆外内存地址传给JNI的I/O的函数就好了。

接下来，看看零复制的三大常见的 实现技术

• DirectBuffer
• mmap+write
• sendfile

零复制实现1：用户空间和内核空间共享内存 mmap

mmap+write零复制 就是其中的一种

mmap+write的代码

buf = mmap(file, len);
write(sockfd, buf, len);

用 mmap() 替换 read() 系统调用函数。

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。

mmap用户可以直接操作内核缓冲区内的数据，减少了一次数据CPU拷贝，不影响上下问切换

mmap进行文件IO（读写）

mmap+write零复制进行文件读+Socket写

参考的c代码：

tmp_buf = mmap(file, len);
write(socket, tmp_buf, len);

经典使用场景：

rocketmq 使用 mmap+write 发送文件里边的消息。

到这里就只有3次复制，其中只有1次CPU 复制，2次DMA 复制。

4次上下文切换

那能不能把CPU 复制减少到没有呢？

零复制实现2：文件描述符传递零复制， sendfile

sendfile 零复制就是其中的一种

Linux Kernel 2.1 引进了 sendfile()，只需要一个系统调用来实现文件发送。

sendfile 函数

ssize_t sendfile(int out_fd, int in_fd, off_t *offset, size_t count);

它的前两个参数分别是目的端和源端的文件描述符，后面两个参数是源端的偏移量和复制数据的长度，返回值是实际复制数据的长度。

2次DMA 来实现数据传输，DMA允许外设（如网络适配器、磁盘控制器等）直接访问系统内存，而不需要CPU的干预。

一次CPU复制在内核空间完成。这样数据可以在内核空间和外设之间直接传递，减少CPU拷贝的步骤，不需要用户空间参与。

sendfile的使用

这种方式可以替换上面的mmap+write方式，如：

mmap();

write();

首先，sendfile可以替代前面的 read() 和 write() 这两个系统调用，这样就可以减少一次系统调用，也就减少了 2 次上下文切换的开销。

替换为

sendfile();

这样就减少了2次上下文切换，因为少了一个应用程序发起mmap操作，直接发起sendfile操作。

老版本sendfile减少了上下文切换

（1）sendfile系统调用使DMA引擎将文件内容复制到内核缓冲区中。

然后，数据被内核复制到与套接字关联的内核缓冲区中。

（2）第三份复制发生在DMA引擎将数据从内核套接字缓冲区传递到协议引擎时。

到目前为止，我们已经能够避免让内核创建多个副本，但是我们仍然只剩下一个副本。也可以避免吗？

在内核版本2.4中，修改了套接字缓冲区描述符以适应这些要求-在Linux中称为零拷贝。

DMA Gather

Linux2.4内核进行了优化，提供了gather操作，这个操作可以把最后一次CPU Copy去除

于是，从 Linux 内核 2.4 版本开始起，对于支持网卡支持 SG-DMA 技术的情况下， sendfile() 系统调用的过程发生了点变化，具体过程如下：

• 第一步，通过 DMA 将磁盘上的数据拷贝到内核缓冲区里；
• 第二步，缓冲区描述符和数据长度传到 socket 缓冲区，这样网卡的 SG-DMA 控制器就可以直接将内核缓存中的数据拷贝到网卡的缓冲区里，此过程不需要将数据从操作系统内核缓冲区拷贝到 socket 缓冲区中，这样就减少了一次数据拷贝；

Linux Kernel 2.4 改进了 sendfile()，调用接口没有变化：

ssize_t sendfile(int out_fd, int in_fd, off_t *offset, size_t count);

什么原理呢？

就是在内核空间Read Buffer和Socket Buffer不做数据复制，而是将Read Buffer的内存地址、偏移量记录到相应的Socket Buffer中，这样就不需要复制（其实本质就是和虚拟内存的解决方法思路一样，就是内存地址的记录）

（1）sendfile系统调用导致DMA引擎将文件内容复制到内核缓冲区中。
（2）没有数据被复制到套接字缓冲区中。相反，只有包含数据位置和长度信息的描述符才会附加到套接字缓冲区。DMA引擎将数据直接从内核缓冲区传递到协议引擎，从而消除剩余的最终副本。

DMA Gather零拷贝，数据不会在内核缓冲区之间重复。

新版本sendfile减少了最后一次cpu复制

再来一副来自互联网的图：

内核缓冲区直接拷贝到网卡，一次系统调用，两次上下文切换，两次拷贝，没有cpu拷贝，也就是真正意义上的零拷贝

来自互联网小伙伴的测试数据，在同样的硬件条件下，传统文件传输和零拷拷贝文件传输的性能差异，你可以看到下面这张测试数据图，使用了零拷贝能够缩短 65% 的时间，大幅度提升了机器传输数据的吞吐量。

sendfile这种方法不仅减少了多个上下文切换，而且还消除了处理器进行的数据重复。

到这里就只有2次复制，其中只有0次CPU 复制，2次DMA 复制。

在许多 http server 中，都引入了 sendfile 的机制，如 nginx、lighttpd 等，它们正是利用 sendfile() 这个特性来实现高性能的文件发送的。

kafka 使用 sendfile() 发送文件。

rocketmq 有类似的api。

零复制实现3：Java通过JNI直接使用本地内存零复制

DirectBuffer 就是其中的一种，具体的图解如下：

说在最后：有问题找老架构取经

零复制是高频问题，面试的时候如果大家能对答如流，如数家珍，基本上 面试官会被你 震惊到、吸引到。

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同时，与本文配套，尼恩决定给大家写一个0复制的系列文章，帮助大家吊打面试官：

• 第一篇：从0到1： 穿透 0复制的底层原理 （本文）
• 第2篇：从0到1： 穿透Netty 0复制的底层原理和实操 （规划中，具体参见尼恩的公号）
• 第3篇：从0到1： 穿透Kafka 0复制的底层原理和实操 （规划中，具体参见尼恩的公号）
• 第4篇：从0到1： 穿透Rocketmq 0复制的底层原理和实操 （规划中，具体参见尼恩的公号）

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