我们在写一个服务端程序时（Web Server或者文件服务器），文件下载是一个基本功能。这时候服务端的任务是：将服务端主机磁盘中的文件不做修改地从已连接的socket发出去，我们通常用下面的代码完成：
while((n = read(diskfd, buf, BUF_SIZE)) > 0)
write(sockfd, buf , n);
基本操作就是循环的从磁盘读入文件内容到缓冲区，再将缓冲区的内容发送到socket。但是由于Linux的I/O操作默认是缓冲I/O。这里面主要使用的也就是read和write两个系统调用，我们并不知道操作系统在其中做了什么。实际上在以上I/O操作中，发生了多次的数据拷贝。
当应用程序访问某块数据时，操作系统首先会检查，是不是最近访问过此文件，文件内容是否缓存在内核缓冲区，如果是，操作系统则直接根据read系统调用提供的buf地址，将内核缓冲区的内容拷贝到buf所指定的用户空间缓冲区中去。如果不是，操作系统则首先将磁盘上的数据拷贝的内核缓冲区，这一步目前主要依靠DMA来传输，然后再把内核缓冲区上的内容拷贝到用户缓冲区中。
接下来，write系统调用再把用户缓冲区的内容拷贝到网络堆栈相关的内核缓冲区中，最后socket再把内核缓冲区的内容发送到网卡上。
场景：从一个文件中读出数据并将数据传到另一台服务器上，伪代码如下：
File.read(file, buf, len);
Socket.send(socket, buf, len);
1、应用程序中调用read() 方法，这里会涉及到一次上下文切换（用户态->内核态），底层采用DMA（direct memory access）读取磁盘的文件，并把内容存储到内核地址空间的读取缓存区。
2、由于应用程序无法读取内核地址空间的数据，如果应用程序要操作这些数据，必须把这些内容从读取缓冲区拷贝到用户缓冲区。这个时候，read() 调用返回，且引发一次上下文切换（内核态->用户态），现在数据已经被拷贝到了用户地址空间缓冲区，这时，如果有需要，应用程序可以操作修改这些内容。
3、我们最终目的是把这个文件内容通过Socket传到另一个服务中，调用Socket的send()方法，这里又涉及到一次上下文切换（用户态->内核态），同时，文件内容被进行第三次拷贝，被再次拷贝到内核地址空间缓冲区，但是这次的缓冲区与目标套接字相关联，与读取缓冲区没有半点关系。
4、send()调用返回，引发第四次的上下文切换，同时进行第四次的数据拷贝，通过DMA把数据从目标套接字相关的缓存区传到协议引擎进行发送。
在整个过程中，过程1和4是由DMA负责，并不会消耗CPU，只有过程2和3的拷贝需要CPU参与。
如果在应用程序中，不需要操作内容，过程2和3就是多余的，如果可以直接把内核态读取缓存冲区数据直接拷贝到套接字相关的缓存区，是不是可以达到优化的目的？
这种实现，可以有以下几点改进：
在Java中，正好 FileChannel 的 transferTo() 方法可以实现这个过程，该方法将数据从文件通道传输到给定的可写字节通道， 上面的
file.read()和socket.send()调用动作可以替换为transferTo()调用
public void transferTo(long position, long count, WritableByteChannel target);
我们减少拷贝次数的一种方法是调用mmap()来代替read调用：
buf = mmap(diskfd, len);
write(sockfd, buf, len);
应用程序调用mmap()，磁盘上的数据会通过DMA被拷贝的内核缓冲区，接着操作系统会把这段内核缓冲区与应用程序共享，这样就不需要把内核缓冲区的内容往用户空间拷贝。应用程序再调用write(),操作系统直接将内核缓冲区的内容拷贝到socket缓冲区中，这一切都发生在内核态，最后，socket缓冲区再把数据发到网卡去。
同样的，看图很简单：
使用mmap替代read很明显减少了一次拷贝，当拷贝数据量很大时，无疑提升了效率。但是使用mmap``mmap``map``SIGBUS``SIGBUS``coredump
通常我们使用以下解决方案避免这种问题：
SIGBUS信号时，信号处理程序简单地返回，write系统调用在被中断之前会返回已经写入的字节数，并且errno会被设置成success,但是这是一种糟糕的处理办法，因为你并没有解决问题的实质核心。RT_SIGNAL_LEASE信号，告诉我们内核正在破坏你加持在文件上的读写锁。这样在程序访问非法内存并且被SIGBUS杀死之前，你的write系统调用会被中断。write会返回已经写入的字节数，并且置errno为success。我们应该在mmap文件之前加锁，并且在操作完文件后解锁：
if(fcntl(diskfd, F_SETSIG, RT_SIGNAL_LEASE) == -1) {
perror("kernel lease set signal");
return -1;
}
/* l_type can be F_RDLCK F_WRLCK 加锁*/
/* l_type can be F_UNLCK 解锁*/
if(fcntl(diskfd, F_SETLEASE, l_type)){
perror("kernel lease set type");
return -1;
}
在 UNIX 和各种 Linux 系统中，此调用被传递到 sendfile() 系统调用中，最终实现将数据从一个文件描述符传输到了另一个文件描述符。
从2.1版内核开始，Linux引入了
sendfile来简化操作:
#include<sys/sendfile.h>
ssize_t sendfile(int out_fd, int in_fd, off_t *offset, size_t count);
系统调用sendfile()在代表输入文件的描述符in_fd和代表输出文件的描述符out_fd之间传送文件内容（字节）。描述符out_fd必须指向一个套接字，而in_fd指向的文件必须是可以mmap的。这些局限限制了sendfile的使用，使sendfile只能将数据从文件传递到套接字上，反之则不行。
使用sendfile不仅减少了数据拷贝的次数，还减少了上下文切换，数据传送始终只发生在kernel space。
sendfile系统调用过程
在我们调用sendfile时，如果有其它进程截断了文件会发生什么呢？假设我们没有设置任何信号处理程序，sendfile调用仅仅返回它在被中断之前已经传输的字节数，errno会被置为success。如果我们在调用sendfile之前给文件加了锁，sendfile的行为仍然和之前相同，我们还会收到 RT_SIGNAL_LEASE 的信号。
目前为止，我们已经减少了数据拷贝的次数了，但是仍然存在一次拷贝，就是页缓存到socket缓存的拷贝。那么能不能把这个拷贝也省略呢？
如果底层网络接口卡支持收集操作的话，就可以进一步的优化。在 Linux 内核 2.4 及后期版本中，针对套接字缓冲区描述符做了相应调整，DMA自带了收集功能，对于用户方面，用法还是一样的，但是内部操作已经发生了改变：
第一步，transferTo() 方法引发 DMA 将文件内容拷贝到内核读取缓冲区。
第二步，把包含数据位置和长度信息的描述符追加到套接字缓冲区，避免了内容整体的拷贝，DMA 引擎直接把数据从内核缓冲区传到协议引擎，从而消除了最后一次 CPU参与的拷贝动作。
借助于硬件上的帮助，我们是可以办到的。之前我们是把页缓存的数据拷贝到socket缓存中，实际上，我们仅仅需要把缓冲区描述符传到socket缓冲区，再把数据长度传过去，这样DMA控制器直接将页缓存中的数据打包发送到网络中就可以了。
总结一下，sendfile系统调用利用DMA引擎将文件内容拷贝到内核缓冲区去，然后将带有文件位置和长度信息的缓冲区描述符添加socket缓冲区去，这一步不会将内核中的数据拷贝到socket缓冲区中，DMA引擎会将内核缓冲区的数据拷贝到协议引擎中去，避免了最后一次拷贝。
带DMA的sendfile
sendfile 只适用于将数据从文件拷贝到套接字上，限定了它的使用范围。Linux在
2.6.17版本引入splice系统调用，用于在两个文件描述符中移动数据：
#define _GNU_SOURCE /* See feature_test_macros(7) */
#include <fcntl.h>
ssize_t splice(int fd_in, loff_t *off_in, int fd_out, loff_t *off_out, size_t len, unsigned int flags);
splice 调用在两个文件描述符之间移动数据，而不需要数据在内核空间和用户空间来回拷贝。他从fd_in拷贝len长度的数据到fd_out，但是有一方必须是管道设备，这也是目前splice的一些局限性。flags参数有以下几种取值：
pipe移动数据或者pipe的缓存不是一个整页面，仍然需要拷贝数据。Linux最初的实现有些问题，所以从2.6.21开始这个选项不起作用，后面的Linux版本应该会实现。splice 操作不会被阻塞。然而，如果文件描述符没有被设置为不可被阻塞方式的 I/O ，那么调用 splice 有可能仍然被阻塞。splice调用会有更多的数据。splice调用利用了Linux提出的管道缓冲区机制， 所以至少一个描述符要为管道。
以上几种零拷贝技术都是减少数据在用户空间和内核空间拷贝技术实现的，但是有些时候，数据必须在用户空间和内核空间之间拷贝。这时候，我们只能针对数据在用户空间和内核空间拷贝的时机上下功夫了。Linux通常利用**写时复制(copy on write)**来减少系统开销，这个技术又时常称作COW。
写时复制：如果多个程序同时访问同一块数据，那么每个程序都拥有指向这块数据的指针，在每个程序看来，自己都是独立拥有这块数据的，只有当程序需要对数据内容进行修改时，才会把数据内容拷贝到程序自己的应用空间里去，这时候，数据才成为该程序的私有数据。如果程序不需要对数据进行修改，那么永远都不需要拷贝数据到自己的应用空间里。这样就减少了数据的拷贝。
