零拷贝（Zero-Copy） 是一种操作系统级别的 I/O 优化技术，旨在减少或避免数据在内存中的多次拷贝，降低 CPU 占用率，提高数据传输效率，尤其适用于高并发、大吞吐量的场景，如网络通信、文件传输等。
传统 I/O 的调用
传统 I/O 操作中，数据需要从磁盘文件拷贝到内核空间，再从内核空间拷贝到用户空间，然后再拷贝到 Socket Buffer 中，再拷贝到网卡设备。
传统的 I/O 操作过程中，涉及到 4 次上下文切换（用户态和内核态的上下文切换）和 4 次数据拷贝（2 次 CPU 拷贝、2 次 DMA 拷贝）：
- 上下文从用户态切换到内核态：应用程序进程调用
read，发起I/O 调用； - DMA 拷贝：
DMA 控制器将数据从磁盘文件（硬件设备）拷贝到内核缓冲区（内核空间）； - 上下文从内核态切换到用户态：
read调用返回； - CPU 拷贝：
CPU将数据从内核缓冲区（内核空间）拷贝到用户缓冲区（用户空间）； - 上下文从用户态切换到内核态：应用程序进程调用
write，发起I/O 调用； - CPU 拷贝：
CPU将数据从用户缓冲区（用户空间）拷贝到Socket Buffer（内核空间）； - DMA 拷贝：
DMA 控制器将数据从Socket Buffer（内核空间）拷贝到网卡设备（硬件设备）； - 上下文从内核态切换到用户态：
wirte调用返回。
零拷贝
相比 传统 I/O 调用，零拷贝通过直接拷贝数据，避免了多次拷贝操作。
零拷贝并不是没有拷贝数据，而是减少用户态/内核态的切换次数以及CPU拷贝的次数。
零拷贝的实现方式
mmap + write
- 上下文从用户态切换到内核态：应用程序进程发起
mmap调用； - DMA 拷贝：
DMA 控制器将数据从磁盘文件（硬件设备）拷贝到内核缓冲区（内核空间）； - 上下文从内核态切换到用户态：
内核缓冲区（内核空间）地址和用户缓冲区（用户空间）地址映射，内核缓冲区和应用缓冲区共享，mmap调用返回； - 上下文从用户态切换到内核态：应用程序进程调用
write，发起I/O 调用； - CPU 拷贝：
CPU将数据从用户缓冲区（用户空间）拷贝到Socket Buffer（内核空间）； - DMA 拷贝：
DMA 控制器根据 文件描述符信息 直接把数据从内核缓冲区（内核空间）拷贝到网卡设备（硬件设备）； - 上下文从内核态切换到用户态：
write调用返回。
mmap + write 调用涉及到 4 次上下文切换 和 3 次数据拷贝（1 次 CPU 拷贝、2 次 DMA 拷贝）。
mmap是将读缓冲区的地址和用户缓冲区的地址进行映射，内核缓冲区和应用缓冲区共享，所以节省了一次CPU拷贝，并且用户进程内存是虚拟的，只是映射到内核的读缓冲区，可以节省一半的内存空间。
sendfile
sendfile表示在两个文件描述符之间传输数据，它是在 操作系统内核 中操作的，避免了数据从内核缓冲区和用户缓冲区之间的拷贝操作，因此可以使用它来实现零拷贝。
- 上下文从用户态切换到内核态：应用程序进程发起
sendfile调用； - DMA 拷贝：
DMA 控制器将数据从磁盘文件（硬件设备）拷贝到内核缓冲区（内核空间）； - CPU 拷贝：
CPU将数据从内核缓冲区（内核空间）拷贝到Socket Buffer（内核空间）； - DMA 拷贝：
DMA 控制器将数据从Socket Buffer（内核空间）拷贝到网卡设备（硬件设备）； - 上下文从内核态切换到用户态：
sendfile调用返回。
相比传统 I/O 调用，sendfile 调用涉及到 2 次上下文切换 和 3 次数据拷贝（1 次 CPU 拷贝、2 次 DMA 拷贝）。
sendfile + SG-DMA
Linux 2.4+版本提出。
- 上下文从用户态切换到内核态：应用程序进程发起
sendfile调用； - DMA 拷贝：
DMA 控制器将数据从磁盘文件（硬件设备）拷贝到内核缓冲区（内核空间）； - 只拷贝文件描述符信息：
CPU将内核缓冲区（内核空间）中的 文件描述符信息（包括内核缓冲区的内存地址和偏移量） 拷贝到Socket Buffer（内核空间）； - DMA 拷贝：
DMA 控制器根据 文件描述符信息 直接把数据从内核缓冲区（内核空间）拷贝到网卡设备（硬件设备）； - 上下文从内核态切换到用户态：
sendfile调用返回。
相比单独的 sendfile，sendfile + SG-DMA 调用涉及到 2 次上下文切换 和 2 次数据拷贝（2 次 DMA 拷贝）。
真正实现了 零拷贝，全程都没有通过CPU来搬运数据，所有的数据都是通过DMA来进行传输的。
对比
| 方法 | 上下文切换 | 拷贝次数 | CPU参与 | 适用场景 |
|---|---|---|---|---|
| 传统I/O | 4次 | 4次 | 2次 | 通用场景（性能较低） |
| mmap + write | 4次 | 3次 | 1次 | 需用户态处理数据的场景 |
| sendfile | 2次 | 3次 | 1次 | 文件到网络的高性能传输 |
| sendfile + SG-DMA | 2次 | 2次 | 0次 | 文件到网络的高性能传输 |
扩展
内核空间和用户空间
- 内核空间：操作系统内核运行的内存区域，具有最高权限，可以直接访问硬件、内存管理、文件系统等底层资源。
- 用户空间：应用程序运行的内存区域，具有较低权限，只能访问受限的资源，如自己的内存、文件等，必须通过 系统调用（System Call） 请求内核资源。
地址空间划分（以 32 位系统、4GB 为例）：
- 内核空间：0xC0000000 ~ 0xFFFFFFFF，约占 1GB，所有进程共享，用于存放内核代码、内核数据、设备驱动等。
- 用户空间：0x00000000 ~ 0xBFFFFFFF，约占 3GB，每个进程独享，用于存放用户代码、用户数据、栈、堆等。
隔离性
- 安全性：防止用户程序误操作（如内存越界）导致系统崩溃。例如，用户态程序无法直接清空内存或配置硬件参数。
- 稳定性：若用户程序崩溃（如空指针异常），仅影响自身用户空间，内核空间仍可正常运行，保障系统其他进程。
- 资源管理：内核统一管理硬件资源（CPU、内存、I/O），避免用户程序直接竞争资源。
内核态和用户态
- 内核态：操作系统内核运行的模式，具有最高权限，可直接访问硬件、内存管理、文件系统等底层资源。
- 用户态：应用程序运行的模式，具有较低权限，只能访问受限的资源，如自己的内存、文件等，必须通过 系统调用（System Call） 请求内核资源。
如何切换？
| 场景 | 描述 |
|---|---|
| 系统调用 | 用户程序主动请求内核服务（如write()），通过int 0x80指令触发切换。 |
| 异常 | CPU执行用户程序时发生错误（如缺页异常），强制切换到内核态处理。 |
| 硬件中断 | 外设完成操作后（如磁盘I/O完成），中断信号触发切换。 |
用户态 → 内核态：
- 执行特权指令（如
int 0x80），CPU切换到Ring 0。 - 保存用户态现场（寄存器、用户栈指针）到内核栈。
- 执行内核代码（如系统调用处理程序）。
内核态 → 用户态：
- 内核代码执行完毕（如文件写入完成）。
- 恢复用户态现场（从内核栈加载寄存器、用户栈指针）。
- 通过
sysret指令切换回Ring 3，继续用户程序。
示例：用户程序调用
write()写入文件时：
- 用户态程序通过库函数触发系统调用。
- CPU切换到内核态，保存用户栈到内核栈。
- 内核执行文件写入，完成后恢复用户栈。
- CPU切换回用户态，程序继续执行。
微内核和宏内核
- 微内核（Micro Kernel）：
- 一种精简的内核设计，仅包含操作系统最基本的核心功能，如进程管理、线程管理、IPC和基本的内存管理。
- 其他操作系统功能，如设备驱动、文件系统和网络协议等，则以用户态进程的形式运行。这种设计使得内核代码量小、结构清晰，便于扩展和维护，同时提高了系统的稳定性和安全性。
- 宏内核（Monolithic Kernel）：
- 一种将大部分操作系统功能（如进程管理、内存管理、设备驱动、文件系统等）集成在一个大内核中的设计。
- 所有这些功能都运行在内核空间，通过函数调用直接交互。这种设计使得系统性能较高，因为减少了上下文切换和IPC的开销，但内核代码庞大且复杂，维护困难，且一个模块的崩溃可能导致整个系统崩溃。
主要区别：
- 结构设计：
- 微内核 将大部分功能分离到用户空间，通过IPC通信；
- 宏内核 将所有功能集成在内核空间，通过函数调用通信；
- 性能：
- 微内核 由于频繁的IPC和上下文切换，性能可能较低；
- 宏内核 通常性能更高，因为减少了IPC开销；
- 稳定性和安全性：
- 微内核 由于内核代码少，攻击面小，且服务隔离，稳定性更高；
- 宏内核 由于功能集中，一个模块的崩溃可能导致整个系统崩溃；
- 扩展性和维护：
- 微内核 的模块化设计便于扩展和维护；
- 宏内核 由于代码复杂，维护和扩展较为困难。
典型例子：
- 微内核：QNX、Minix、华为鸿蒙系统；
- 宏内核：Linux、传统的Unix系统、Windows。
上下文切换
上下文切换 是操作系统在CPU核心上切换任务执行状态的过程，具体包括：
- 保存当前任务状态：用户态虚拟内存、寄存器、程序计数器、内核堆栈等。
- 加载新任务状态：从内核的进程控制块（PCB）中恢复新任务的资源。
- 触发条件：进程调度（时间片耗尽、I/O完成）、线程切换、中断响应等。
关键点：
- 系统调用会触发两次上下文切换（用户态→内核态→用户态），但不涉及进程切换。
- 切换耗时：每次约几十纳秒到数微秒，高频切换会显著降低CPU利用率。
| 类型 | 触发场景 | 涉及资源 |
|---|---|---|
| 进程切换 | 多进程竞争CPU（时间片耗尽、进程终止、资源等待） | 用户态虚拟内存、内核堆栈、寄存器、全局变量（需完全切换） |
| 线程切换 | 多线程共享进程资源（同进程内线程切换更高效） | 仅切换线程私有数据（寄存器、栈），共享进程虚拟内存和全局变量 |
| 中断切换 | 硬件中断（如I/O完成、定时器中断）触发内核中断服务程序（ISR） | 仅内核态资源（寄存器、内核堆栈），不涉及用户态资源 |
- 进程切换耗时更高：需刷新TLB（Translation Lookaside Buffer），导致内存访问延迟。
- 线程切换更轻量：共享虚拟内存，无需刷新TLB，耗时约为进程切换的1/10。
DMA
DMA（Direct Memory Access，直接内存访问） 是一种硬件机制，允许外设直接与计算机内存交换数据，不需要 CPU 介入每一步拷贝。它是现代计算机系统中提升效率、减少CPU占用率的核心技术。
以从磁盘读取数据到内存为例：
- 传统数据传输：
- CPU发送读取命令；
- 磁盘将数据读取到设备侧的 内部缓冲区（Buffer） 中；
- CPU 通过 轮询或中断 方式获取数据，逐字节或逐块 读取设备 Buffer 中的数据，再写入内存；
- 在数据传输期间，CPU 需持续参与搬运工作，无法执行其他任务，效率较低。
- DMA 数据传输：
- CPU发送读取命令，并配置 DMA 控制器（源地址、目的地址、数据长度）；
- 磁盘将数据读取到设备缓冲区；
- DMA控制器 自动将数据从设备 Buffer 直接写入内存，无需 CPU 参与；
- 传输完成后，DMA 发出 中断通知 CPU，CPU 可在此期间处理其他任务，整体效率显著提升。
