在事件驱动模型中，我们说当程序遇到I/O操作时，注册 一个回调到事件循环中，主程序继续做其他事情。当I/O操作完成后，再切换回原来的任务。这就是说I/O操作是和程序本身没关系的，其实I/O操作都是由操作系统来完成的。那么程序怎么知道I/O操作完成并切换回来呢？这就要求这个I/O操作处理完成之后调用一个回调函数（注册在队列中的事件一般都各自保存各自的处理函数指针），告诉程序整个I/O过程执行完毕。
Linux环境下的network I/O
- 用户空间和内核空间
- 进程切换
- 进程的阻塞
- 文件描述符
- 缓存 I/O
现在操作系统都是采用虚拟存储器，那么对32位操作系统而言，它的寻址空间（虚拟存储空间）为4G（2的32次方）。操作系统的核心是内核，独立于普通的应用程序，可以访问受保护的内存空间，也有访问底层硬件设备的所有权限。为了保证用户进程不能直接操作内核（kernel），保证内核的安全，操心系统将虚拟空间划分为两部分，一部分为内核空间，一部分为用户空间。针对linux操作系统而言，将最高的1G字节（从虚拟地址0xC0000000到0xFFFFFFFF），供内核使用，称为内核空间，而将较低的3G字节（从虚拟地址0x00000000到0xBFFFFFFF），供各个进程使用，称为用户空间。
cpu的两种工作状态：
现在的操作系统都是分时操作系统，分时的根源，来自于硬件层面操作系统内核占用的内存与应用程序占用的内存彼此之间隔离。cpu通过psw（程序状态寄存器）中的一个2进制位来控制cpu本身的工作状态，即内核态与用户态。
内核态：操作系统内核只能运作于cpu的内核态，这种状态意味着可以执行cpu所有的指令，可以执行cpu所有的指令，这也意味着对计算机硬件资源有着完全的控制权限，并且可以控制cpu工作状态由内核态转成用户态。
用户态：应用程序只能运作于cpu的用户态，这种状态意味着只能执行cpu所有的指令的一小部分（或者称为所有指令的一个子集），这一小部分指令对计算机的硬件资源没有访问权限（比如I/O），并且不能控制由用户态转成内核态。
为了控制进程的执行，内核必须有能力挂起正在CPU上运行的进程，并恢复以前挂起的某个进程的执行。这种行为被称为进程切换。因此可以说，任何进程都是在操作系统内核的支持下运行的，是与内核紧密相关的。
从一个进程的运行转到另一个进程上运行，这个过程中经过下面这些变化：
总而言之就是很耗资源，具体的可以参考这篇文章：进程切换
注：进程控制块（Processing Control Block），是操作系统核心中一种数据结构，主要表示进程状态。其作用是使一个在多道程序环境下不能独立运行的程序（含数据），成为一个能独立运行的基本单位或与其它进程并发执行的进程。或者说，OS是根据PCB来对并发执行的进程进行控制和管理的。 PCB通常是系统内存占用区中的一个连续存区，它存放着操作系统用于描述进程情况及控制进程运行所需的全部信息
正在执行的进程，由于期待的某些事件未发生，如请求系统资源失败、等待某种操作的完成、新数据尚未到达或无新工作做等，则由系统自动执行阻塞原语(Block)，使自己由运行状态变为阻塞状态。可见，进程的阻塞是进程自身的一种主动行为，也因此只有处于运行态的进程（获得CPU），才可能将其转为阻塞状态。当进程进入阻塞状态，是不占用CPU资源的。
文件描述符（File descriptor）是计算机科学中的一个术语，是一个用于表述指向文件的引用的抽象化概念。
文件描述符在形式上是一个非负整数。实际上，它是一个索引值，指向内核为每一个进程所维护的该进程打开文件的记录表。当程序打开一个现有文件或者创建一个新文件时，内核向进程返回一个文件描述符。在程序设计中，一些涉及底层的程序编写往往会围绕着文件描述符展开。但是文件描述符这一概念往往只适用于UNIX、Linux这样的操作系统。
缓存 I/O 又被称作标准 I/O，大多数文件系统的默认 I/O 操作都是缓存 I/O。在 Linux 的缓存 I/O 机制中，操作系统会将 I/O 的数据缓存在文件系统的页缓存（ page cache ）中，也就是说，数据会先被拷贝到操作系统内核的缓冲区中，然后才会从操作系统内核的缓冲区拷贝到应用程序的地址空间。
缓存 I/O 的缺点：
数据在传输过程中需要在应用程序地址空间和内核进行多次数据拷贝操作，这些数据拷贝操作所带来的 CPU 以及内存开销是非常大的。
1、I/O操作都是由操作系统执行的。在事情驱动模型中，I/O操作完成后都要求调用一个回调函数，以告知该I/O完成，再切换原来的任务
2、文件读写和socket网络数据传输的数据都会先进入系统的缓冲区，再拷贝到应用程序的地址空间中。但是这些操作cpu和内存的开销都大，以至于操作系统会尽量减少内核态和用户态之间来回copy，于是socket网络传输中会有粘包现象。