fd是阻塞还是非阻塞是可以设置的，这也直接影响系统调用函数是否阻塞还是非阻塞（直接返回错误）
对于一个给定的fd，有两种方法可以指定为非阻塞IO
任意多个进程在一个给定的字节上可以有一把共享的读锁，但是在一个给定字节上只能有一个进程有一把独占写锁
单进程加写锁，后面的锁范围会覆盖前面
F_SETLK 和 F_SETLKW 命令总是替换调用进程现有的锁（若已存在），所以调用进程决不会阻塞在自己持有的锁上，于是，F_GETLK 命令决不会报告调用进程自己持有的锁
前面已经给出了 open、fork 以及 dup 调用后的数据结构（见图 3-9 和图 8-2）
在原来的这些图上新加了 lockf 结构
建议性锁：就是内核不去维护这个锁，程序员自己要遵守这个原则
强制性锁会让内核检查每一个 open、read 和 write，验证调用进程是否违背了正在访问 的文件上的某一把锁。强制性锁有时也称为强迫方式锁
从一个fd读，然后写到另一个fd，不去设置O_NOBLOCK，就会是阻塞IO，很常见
telnet命令结构：从终端读（std-in)，将数据写到网络连接上，同时从网络连接读，将所得数据写到终端上(std-out)，在网络另一端，telnetd守护进程读用户的命令，发送给shell，将shell执行的结果通过telnet命令发送给用户，并显示在终端上，如同登入了远程机器了
telnet进程有两个输入，两个输出， 也就是两个fd要去读
终端用户写给telnet，网络连接返回给telnet；telnet输出给网络连接，telnet输出到终端给用户
Ps: 将两个输入描述符都设置为非阻塞的，对第一个描述符发一个 read。如果该输入上有数据，则 读数据并处理它。如果无数据可读，则该调用立即返回。然后对第二个描述符作同样的处理。在 此之后，等待一定的时间（可能是若干秒），然后再尝试从第一个描述符读。这种形式的循环称 为 轮询
这种方法的不足之处是浪费 CPU 时间。大多数时间实际上是无数据可读，因此执行 read 系统调用浪费了时间
在每次循环后要等多长时间再执行下一轮循环也很难确定
虽然轮询技术 在支持非阻塞 I/O 的所有系统上都可使用，但是在多任务系统中应当避免使用这种方法
tvptr就是等待的时间
readfds
fd0 fd1 fd2
0 0 0 ...
writefds
exceptfds
这三个可以通过下面宏来操作fd，如果是null，表示不关心
maxfdpl：最大fd编号+1，在 3 个描述符集中找出最大描述符编号值，然后加 1
或者可以设置为FD_SETSIZE，最大值，通常是1024，但是一般程序不会使用这么多fd，通常3-10个，这样内核就只需要在此范围内寻找打开的位
比如 readset 有fd(0)，fd(3)；write有fd(1)，fd(2)
那么maxfdpl:4，也就是前四个位去寻找
maxfdp1一样
readfds，writefds，exceptfds一样
tsptr支持更加准确的时间，而且是const，pselect不能改变这个值
sigmask为了调用函数的时候可以安装这个参数的屏蔽字，返回的时候再回复以前的屏蔽字
类似select，但是接口不同
没有这个概念了：读，写，异常的fd集
pollfd：fd，感兴趣的事件，已经发生的事件
nfds unsigned long
poll没有修改events成员，与select不同，select修改参数来指示哪个fd已经准备好
与 select 一样，一个描述符是否阻塞不会影响 poll 是否阻塞。有超时设置，而且就算一个fd阻塞在那里，只要其他fd准备好了，依旧可以返回
select和poll实现了异步通知
关于描述符的状态，系统并 不主动告诉我们任何信息，我们需要进行查询（调用 select 或 poll）
而前面提到的缺点，信号不够，否则无法区分信号对应哪一个fd
SUSv4 中将通用的异步 I/O 机制从实时扩展部分调整到基本规范部分。这种机制解决了这些 陈旧的异步 I/O 设施存在的局限性。
POSIX异步IO接口会有问题
System V 的异步 I/O 信号是 SIGPOLL
异步 I/O 是信号 SIGIO 和 SIGURG 的组合
这些异步 I/O 接口使用 AIO 控制块来描述 I/O 操作
在进行异步 I/O 之前需要先初始化 AIO 控制块，调用 aio_read 函数来进行异步读操作，或 调用 aio_write 函数来进行异步写操作
要想强制所有等待中的异步操作不等待而写入持久化的存储中，可以设立一个 AIO 控制块并 调用 aio_fsync 函数
如果 op 参数设定为 O_DSYNC，那么操作执行起来就会像调用了 fdatasync 一样。否则，如果 op 参数设定为 O_SYNC， 那么操作执行起来就会像调用了 fsync 一样
像 aio_read 和 aio_write 函数一样，在安排了同步时，aio_fsync 操作返回。在异步 同步操作完成之前，数据不会被持久化。AIO 控制块控制我们如何被通知，就像 aio_read 和 aio_write 函数一样。为了获知一个异步读、写或者同步操作的完成状态，需要调用 aio_error 函数
执行 I/O 操作时，如果还有其他事务要处理而不想被 I/O 操作阻塞，就可以使用异步 I/O。然 而，如果在完成了所有事务时，还有异步操作未完成时，可以调用 aio_suspend 函数来阻塞进 程，直到操作完成。
list 参数是一个指向 AIO 控制块数组的指针，nent 参数表明了数组中的条目数。数组中的空 指针会被跳过，其他条目都必须指向已用于初始化异步 I/O 操作的 AIO 控制块
当还有我们不想再完成的等待中的异步 I/O 操作时，可以尝试使用 aio_cancel 函数来取消它们
还有一个函数也被包含在异步 I/O 接口当中，尽管它既能以同步的方式来使用，又能以异步的方 式来使用，这个函数就是 lio_listio。该函数提交一系列由一个 AIO 控制块列表描述的 I/O 请求
readv 和 writev 函数用于在一次函数调用中读、写多个非连续缓冲区。
散布读（scatter read）和聚集写（gather write）。
readn和writen
一次 read 操作所返回的数据可能少于所要求的数据，即使还没达到文件尾端也可能是 这样。这不是一个错误，应当继续读该设备
一次 write 操作的返回值也可能少于指定输出的字节数。这可能是由某个因素造成的， 例如，内核输出缓冲区变满
这两 个函数只是按需多次调用 read 和 write 直至读、写了 N 字节数据
存储映射 I/O（memory-mapped I/O）能将一个磁盘文件映射到存储空间中的一个缓冲区上， 于是，当从缓冲区中取数据时，就相当于读文件中的相应字节。与此类似，将数据存入缓冲区时， 相应字节就自动写入文件
存储映射 I/O 伴随虚拟存储系统已经用了很多年
为了使用这种功能，应首先告诉内核将一个给定的文件映射到一个存储区域中
新程序则不能通过 exec 继承存储映射区，调用 mprotect 可以更改一个现有映射的权限
如果共享映射中的页已修改，那么可以调用 msync 将该页冲洗到被映射的文件中。msync 函数类似于 fsync（见 3.13 节），但作用于存储映射区
当进程终止时，会自动解除存储映射区的映射，或者直接调用 munmap 函数也可以解除映射区。
关闭映射存储区时使用的文件描述符 并不解除映射区
对于 MAP_SHARED 区磁盘文件的更新，会在我们将数据写到存储映射区后的某个时刻， 按内核虚拟存储算法自动进行。在存储区解除映射后，对 MAP_PRIVATE 存储区的修改会被丢弃