第一章：简介
先把事实搞清楚，歪曲是以后的事。
——马克·吐温
我们谈谈 I/O 吧。别走哇，回来！I/O 其实没那么枯燥。输入／输出问题（I/O）虽谈不上多吸
引人，却很重要。程序员多半把 I/O 等同于疏通下水管道：无疑很重要，没有不行，但要是直接跟
它打交道，就没那么惬意了，搞不好弄得浑身臭哄哄的。本书要讲的可不是管道疏通，但是阅读了
随后章节，您就会知道如何让您的数据流动得稍微顺畅一些。
面向对象的程序设计讲的无非就是封装。封装是个好东西：它分解任务，隐藏实施细节，提高
对象的重复利用率。这样的分解、整合既适用于程序，也适用于程序员。您没准就是一位技艺高超
的 Java 程序员，创建极其复杂的对象，完成惊世骇俗的任务，而对支撑 Java 平台的基本 I/O 概念
却几乎一无所知。本章，我们暂且把封装问题抛在一边，先来看看某些底层 I/O 实施细节，希望有
助于您更好地组织协调各个零部件的 I/O 操作。
1.1 I/O与CPU时间的比较
程序员多半当自个儿是软件大师，设计出精巧的例程，这儿压缩几个字节，那儿解开一个循
环，要不就在别处作些调整，让对象更加牢固。这些事情当然很重要，乐趣也不少，但是代码优化
所带来的回报，可能轻易就被低效的 I/O 所抵销。I/O 操作比在内存中进行数据处理任务所需时间
更长，差别要以数量级计。许多程序员一门心思扑在他们的对象如何加工数据上，对影响数据取得
和存储的环境问题却不屑一顾。
表 1-1 所示为对数据单元进行磁盘读写所需时间的假设值。第一列为处理一个数据单元所需平
均时间，第二列为对该数据单元进行磁盘读写所需时间，第三列为每秒所能处理的数据单元数，第
四列为改变第一第二列的值所能产生的数据吞吐率的提升值。
前三行显示了处理阶段的效率提升会如何影响吞吐率。把单位处理时间减半，仅能提高吞吐率
2.2％。而另一方面，仅仅缩短 I/O 延迟 10％，就可使吞吐率增加 9.7％；把 I/O 时间减半，吞吐率
几乎翻番。当您了解到 I/O 花在一个数据单元上的时间是处理时间的 20 倍，这样的结果就不足为
奇了。
表中所列并非真实数据，目的只在说明相对时间度量，现实情况绝非如此简单。正如您所看到
的，影响应用程序执行效率的限定性因素，往往并非处理速率，而是 I/O。程序员热衷于调试代
码，I/O 性能的调试往往被摆在第二位，甚至完全忽略。殊不知，在 I/O 性能上的小小投入就可换
来可观的回报，想来实在令人惋惜
1.2 CPU已不再是束缚
Java 程序员把全部精力用在优化处理效率上，而对 I/O 关注不足，在某种程度上讲这并非他们
的错。在 Java 的早期，JVM 在解释字节码时往往很少或没有运行时优化。这就意味着，Java 程序
往往拖得很长，其运行速率大大低于本地编译代码，因而对操作系统 I/O 子系统的要求并不太高。
如今在运行时优化方面，JVM 已然前进了一大步。现在 JVM 运行字节码的速率已经接近本地
编译代码，借助动态运行时优化，其表现甚至还有所超越。这就意味着，多数 Java 应用程序已不
再受 CPU 的束缚（把大量时间用在执行代码上），而更多时候是受 I/O 的束缚（等待数据传
输）。
然而，在大多数情况下，Java 应用程序并非真的受着 I/O 的束缚。操作系统并非不能快速传送
数据，让 Java 有事可做；相反，是 JVM 自身在 I/O 方面效率欠佳。操作系统与 Java 基于流的 I/O
模型有些不匹配。操作系统要移动的是大块数据（缓冲区），这往往是在硬件直接存储器存取
（DMA）的协助下完成的。而 JVM 的 I/O 类喜欢操作小块数据——单个字节、几行文本。结果，
操作系统送来整缓冲区的数据，java.io 的流数据类再花大量时间把它们拆成小块，往往拷贝一
个小块就要往返于几层对象。操作系统喜欢整卡车地运来数据，java.io 类则喜欢一铲子一铲子
地加工数据。有了 NIO，就可以轻松地把一卡车数据备份到您能直接使用的地方（ByteBuffer 对
象）。
这并不是说使用传统的 I/O 模型无法移动大量数据——当然可以（现在依然可以）。具体地
说，RandomAccessFile 类在这方面的效率就不低，只要坚持使用基于数组的 read( )和 write( )方法。
这些方法与底层操作系统调用相当接近，尽管必须保留至少一份缓冲区拷贝。
如表 1-1 所示，如果您的代码大部分时间都处于 I/O 等待状态，那么，该考虑一下提升 I/O 效
率的问题了，否则，您精心打造的代码多数时间都得闲着。
1.3 进入正题
操作系统研发人员将大量精力投入到提升 I/O 性能上。众多高手日以继夜地工作，只为完善数
据传输技术。操作系统开发商为了取得竞争优势，投入大量时间、金钱，以便在测试数据上胜过竞
争对手。
当今的操作系统是现代软件工程的奇迹（没错，有的比奇迹还奇迹），可是 Java 程序员如何
能够既利用操作系统的强大功能，又保持平台独立性？唉，天下没有免费的午餐，此为一例。
JVM 是把双刃剑。它提供了统一的操作环境，让 Java 程序员不用再为操作系统环境的区别而
烦恼。与特定平台相关的细枝末节大都被隐藏了起来，因而代码写得又快又容易。但是隐藏操作系
统的技术细节也意味着某些个性鲜明、功能强大的特性被挡在了门外。
怎么办呢？如果您是程序员，可以使用 Java 本地接口（JNI）编写本地代码，直接使用操作系
统特性。这样的话，您就被绑定在该操作系统上（也许还是其特定版本上）。如果您的本地代码不
是 100%无漏洞，您还可能把 JVM 置于频繁出错乃至崩溃的境地。如果您是操作系统开发商，则可
以在您的 JVM 实现中包含本地代码，以 Java API 的形式提供这些特性。但这样做可能违反您所签
署相关许可协议，根据协议，您只能提供符合一致性要求的 JVM。Sun 曾就此问题将 Microsoft 告
上法庭，因为很明显，JDirect 软件包只能在微软的系统上运行。如果以上方法都行不通，那么您只
好转向其他语言，以实现对性能要求极为苛刻的应用。
为了解决这一问题，java.nio 软件包提供了新的抽象。具体地说，就是 Channel 和 Selector
类。它们提供了使用 I/O 服务的通用 API，JDK 1.4 以前的版本是无法使用这些服务的。天下还是
没有免费的午餐：您无法使用每一种操作系统的每一种特性，但是这些新类还是提供了强大的新框
架，涵盖了当今商业操作系统普遍提供的高效 I/O 特性。不仅如此，java.nio.channels.spi
还提供了新的服务提供接口（SPI），允许接入新型通道和选择器，同时又不违反规范的一致性。
随着 NIO 的面世，Java 已经为严肃的商业、娱乐、科研和学术应用做好了准备。在这些领
域，高性能 I/O 是必不可少的。
除了 NIO，JDK 1.4 还包含许多其他重要改进。从 1.4 版开始，Java 平台已进入高度成熟期，
它仍无法涉足的应用领域已所剩无几。David Flanagan 所著《Java 技术手册》（第四版）（Java in
a Nutshell, Fourth Edition [O'Reilly]）是全面了解 JDK 1.4 各方面特性的绝佳向导。
1.4 I/O概念
Java 平台提供了一整套 I/O 隐喻，其抽象程度各有不同。然而，离冰冷的现实越远，要想搞清
楚来龙去脉就越难——不管使用哪一种抽象，情况都是如此。JDK 1.4 的 NIO 软件包引入了一套新
的抽象用于 I/O 处理。与以往不同的是，新的抽象把重点放在了如何缩短抽象与现实之间的距离上
面。NIO 抽象与现实中存在的实体有着非常真实直接的交互关系。要想最大限度地满足 Java 应用
程序的密集 I/O 需求，理解这些新的抽象，以及与其发生交互作用的 I/O 服务（其重要性并不亚于
抽象），正是关键所在。
本书假定您熟知基本的 I/O 概念，因此，本节将快速回顾一些基本概念，为下一步论述新的
NIO 类如何运作奠定基础。NIO 类模拟 I/O 函数，因此，必须掌握操作系统层面的处理细节，才能
理解新的 I/O 模型。
在阅读本书的过程中，理解以下概念是非常重要的：
- 缓冲区操作
- 内核空间与用户空间
- 虚拟内存
- 分页技术
- 面向文件的 I/O 和流 I/O
- 多工 I/O（就绪性选择）
1.4.1 缓冲区操作
缓冲区，以及缓冲区如何工作，是所有 I/O 的基础。所谓“输入／输出”讲的无非就是把数据移
进或移出缓冲区。
进程执行 I/O 操作，归结起来，也就是向操作系统发出请求，让它要么把缓冲区里的数据排干
（写），要么用数据把缓冲区填满（读）。进程使用这一机制处理所有数据进出操作。操作系统内
部处理这一任务的机制，其复杂程度可能超乎想像，但就概念而言，却非常直白易懂。
图 1-1 简单描述了数据从外部磁盘向运行中的进程的内存区域移动的过程。进程使用 read( )系
统调用，要求其缓冲区被填满。内核随即向磁盘控制硬件发出命令，要求其从磁盘读取数据。磁盘
控制器把数据直接写入内核内存缓冲区，这一步通过 DMA 完成，无需主 CPU 协助。一旦磁盘控
制器把缓冲区装满，内核即把数据从内核空间的临时缓冲区拷贝到进程执行 read( )调用时指定的缓
冲区。
图 1-1. I/O 缓冲区操作简图
图中明显忽略了很多细节，仅显示了涉及到的基本步骤。
注意图中用户空间和内核空间的概念。用户空间是常规进程所在区域。JVM 就是常规进程，
驻守于用户空间。用户空间是非特权区域：比如，在该区域执行的代码就不能直接访问硬件设备。
内核空间是操作系统所在区域。内核代码有特别的权力：它能与设备控制器通讯，控制着用户区域
进程的运行状态，等等。最重要的是，所有 I/O 都直接（如这里所述）或间接（见 1.4.2 小节）通
过内核空间。
当进程请求 I/O 操作的时候，它执行一个系统调用（有时称为陷阱）将控制权移交给内核。
C/C++程序员所熟知的底层函数 open( )、read( )、write( )和 close( )要做的无非就是建立和执行适当
的系统调用。当内核以这种方式被调用，它随即采取任何必要步骤，找到进程所需数据，并把数据
传送到用户空间内的指定缓冲区。内核试图对数据进行高速缓存或预读取，因此进程所需数据可能
已经在内核空间里了。如果是这样，该数据只需简单地拷贝出来即可。如果数据不在内核空间，则
进程被挂起，内核着手把数据读进内存。
看了图 1-1，您可能会觉得，把数据从内核空间拷贝到用户空间似乎有些多余。为什么不直接
让磁盘控制器把数据送到用户空间的缓冲区呢？这样做有几个问题。首先，硬件通常不能直接访问
用户空间
。其次，像磁盘这样基于块存储的硬件设备操作的是固定大小的数据块，而用户进程请
求的可能是任意大小的或非对齐的数据块。在数据往来于用户空间与存储设备的过程中，内核负责
数据的分解、再组合工作，因此充当着中间人的角色。
1.4.1.1 发散／汇聚
许多操作系统能把组装／分解过程进行得更加高效。根据发散／汇聚的概念，进程只需一个系
统调用，就能把一连串缓冲区地址传递给操作系统。然后，内核就可以顺序填充或排干多个缓冲
区，读的时候就把数据发散到多个用户空间缓冲区，写的时候再从多个缓冲区把数据汇聚起来（图
1-2）。
图 1-2. 三个缓冲区的发散读操作
这样用户进程就不必多次执行系统调用（那样做可能代价不菲），内核也可以优化数据的处理
过程，因为它已掌握待传输数据的全部信息。如果系统配有多个 CPU，甚至可以同时填充或排干
多个缓冲区。
1.4.2 虚拟内存
所有现代操作系统都使用虚拟内存。虚拟内存意为使用虚假（或虚拟）地址取代物理（硬件
RAM）内存地址。这样做好处颇多，总结起来可分为两大类：
- 一个以上的虚拟地址可指向同一个物理内存地址。
- 虚拟内存空间可大于实际可用的硬件内存。
前一节提到，设备控制器不能通过 DMA 直接存储到用户空间，但通过利用上面提到的第一
项，则可以达到相同效果。把内核空间地址与用户空间的虚拟地址映射到同一个物理地址，这样，
DMA 硬件（只能访问物理内存地址）就可以填充对内核与用户空间进程同时可见的缓冲区（见图
1-3）。
这样真是太好了，省去了内核与用户空间的往来拷贝，但前提条件是，内核与用户缓冲区必须
使用相同的页对齐，缓冲区的大小还必须是磁盘控制器块大小（通常为 512 字节磁盘扇区）的倍
数。操作系统把内存地址空间划分为页，即固定大小的字节组。内存页的大小总是磁盘块大小的倍
数，通常为 2 次幂（这样可简化寻址操作）。典型的内存页为 1,024、2,048 和 4,096 字节。虚拟和
物理内存页的大小总是相同的。图 1-4 显示了来自多个虚拟地址的虚拟内存页是如何映射到物理内
存的。
1.4.3 内存页面调度
为了支持虚拟内存的第二个特性（寻址空间大于物理内存），就必须进行虚拟内存分页（经常
称为交换，虽然真正的交换是在进程层面完成，而非页层面）。依照该方案，虚拟内存空间的页面
能够继续存在于外部磁盘存储，这样就为物理内存中的其他虚拟页面腾出了空间。从本质上说，物
理内存充当了分页区的高速缓存；而所谓分页区，即从物理内存置换出来，转而存储于磁盘上的内
存页面。
图 1-5 显示了分属于四个进程的虚拟页面，其中每个进程都有属于自己的虚拟内存空间。进程
A 有五个页面，其中两个装入内存，其余存储于磁盘。
图 1-5. 用于分页区高速缓存的物理内存
把内存页大小设定为磁盘块大小的倍数，这样内核就可直接向磁盘控制硬件发布命令，把内存
页写入磁盘，在需要时再重新装入。结果是，所有磁盘 I/O 都在页层面完成。对于采用分页技术的
现代操作系统而言，这也是数据在磁盘与物理内存之间往来的唯一方式。
现代 CPU 包含一个称为内存管理单元（MMU）的子系统，逻辑上位于 CPU 与物理内存之
间。该设备包含虚拟地址向物理内存地址转换时所需映射信息。当 CPU 引用某内存地址时，MMU
负责确定该地址所在页（往往通过对地址值进行移位或屏蔽位操作实现），并将虚拟页号转换为物
理页号（这一步由硬件完成，速度极快）。如果当前不存在与该虚拟页形成有效映射的物理内存
页，MMU 会向 CPU 提交一个页错误。
页错误随即产生一个陷阱（类似于系统调用），把控制权移交给内核，附带导致错误的虚拟地
址信息，然后内核采取步骤验证页的有效性。内核会安排页面调入操作，把缺失的页内容读回物理
内存。这往往导致别的页被移出物理内存，好给新来的页让地方。在这种情况下，如果待移出的页
已经被碰过了（自创建或上次页面调入以来，内容已发生改变），还必须首先执行页面调出，把页
内容拷贝到磁盘上的分页区。
如果所要求的地址不是有效的虚拟内存地址（不属于正在执行的进程的任何一个内存段），则
该页不能通过验证，段错误随即产生。于是，控制权转交给内核的另一部分，通常导致的结果就是
进程被强令关闭。
一旦出错的页通过了验证，MMU 随即更新，建立新的虚拟到物理的映射（如有必要，中断被
移出页的映射），用户进程得以继续。造成页错误的用户进程对此不会有丝毫察觉，一切都在不知
不觉中进行
1.4.4 文件I/O
文件 I/O 属文件系统范畴，文件系统与磁盘迥然不同。磁盘把数据存在扇区上，通常一个扇区
512 字节。磁盘属硬件设备，对何谓文件一无所知，它只是提供了一系列数据存取窗口。在这点
上，磁盘扇区与内存页颇有相似之处：都是统一大小，都可作为大的数组被访问。
文件系统是更高层次的抽象，是安排、解释磁盘（或其他随机存取块设备）数据的一种独特方
式。您所写代码几乎无一例外地要与文件系统打交道，而不是直接与磁盘打交道。是文件系统定义
了文件名、路径、文件、文件属性等抽象概念。
前一节讲到，所有 I/O 都是通过请求页面调度完成的。您应该还记得，页面调度是非常底层的
操作，仅发生于磁盘扇区与内存页之间的直接传输。而文件 I/O 则可以任意大小、任意定位。那
么，底层的页面调度是如何转换为文件 I/O 的？
文件系统把一连串大小一致的数据块组织到一起。有些块存储元信息，如空闲块、目录、索引
等的映射，有些包含文件数据。单个文件的元信息描述了哪些块包含文件数据、数据在哪里结束、
最后一次更新是什么时候，等等。
当用户进程请求读取文件数据时，文件系统需要确定数据具体在磁盘什么位置，然后着手把相
关磁盘扇区读进内存。老式的操作系统往往直接向磁盘驱动器发布命令，要求其读取所需磁盘扇
区。而采用分页技术的现代操作系统则利用请求页面调度取得所需数据。
操作系统还有个页的概念，其大小或者与基本内存页一致，或者是其倍数。典型的操作系统页
从 2,048 到 8,192 字节不等，且始终是基本内存页大小的倍数。
采用分页技术的操作系统执行 I/O 的全过程可总结为以下几步：
- 确定请求的数据分布在文件系统的哪些页（磁盘扇区组）。磁盘上的文件内容和元数据可能跨越多个文件系统页，而且这些页可能也不连续。
- 在内核空间分配足够数量的内存页，以容纳得到确定的文件系统页。
- 在内存页与磁盘上的文件系统页之间建立映射。
- 为每一个内存页产生页错误。
- 虚拟内存系统俘获页错误，安排页面调入，从磁盘上读取页内容，使页有效。
- 一旦页面调入操作完成，文件系统即对原始数据进行解析，取得所需文件内容或属性信息
需要注意的是，这些文件系统数据也会同其他内存页一样得到高速缓存。对于随后发生的 I/O
请求，文件数据的部分或全部可能仍旧位于物理内存当中，无需再从磁盘读取即可重复使用。
大多数操作系统假设进程会继续读取文件剩余部分，因而会预读额外的文件系统页。如果内存
争用情况不严重，这些文件系统页可能在相当长的时间内继续有效。这样的话，当稍后该文件又被
相同或不同的进程再次打开，可能根本无需访问磁盘。这种情况您可能也碰到过：当重复执行类似
的操作，如在几个文件中进行字符串检索，第二遍运行得似乎快多了。
类似的步骤在写文件数据时也会采用。这时，文件内容的改变（通过 write( )）将导致文件系
统页变脏，随后通过页面调出，与磁盘上的文件内容保持同步。文件的创建方式是，先把文件映射
到空闲文件系统页，在随后的写操作中，再将文件系统页刷新到磁盘。
1.4.4.1 内存映射文件
传统的文件 I/O 是通过用户进程发布 read( )和 write( )系统调用来传输数据的。为了在内核空间
的文件系统页与用户空间的内存区之间移动数据，一次以上的拷贝操作几乎总是免不了的。这是因
为，在文件系统页与用户缓冲区之间往往没有一一对应关系。但是，还有一种大多数操作系统都支
持的特殊类型的 I/O 操作，允许用户进程最大限度地利用面向页的系统 I/O 特性，并完全摒弃缓冲
区拷贝。这就是内存映射 I/O，如图 1-6 所示。
图 1-6. 用户内存到文件系统页的映射
内存映射 I/O 使用文件系统建立从用户空间直到可用文件系统页的虚拟内存映射。这样做有几个好处：
- 用户进程把文件数据当作内存，所以无需发布 read( )或 write( )系统调用。
- 当用户进程碰触到映射内存空间，页错误会自动产生，从而将文件数据从磁盘读进内存。如果用户修改了映射内存空间，相关页会自动标记为脏，随后刷新到磁盘，文件得到更新。
- 操作系统的虚拟内存子系统会对页进行智能高速缓存，自动根据系统负载进行内存管理。
- 数据总是按页对齐的，无需执行缓冲区拷贝。
- 大型文件使用映射，无需耗费大量内存，即可进行数据拷贝
虚拟内存和磁盘 I/O 是紧密关联的，从很多方面看来，它们只是同一件事物的两面。在处理大量数据时，尤其要记得这一点。如果数据缓冲区是按页对齐的，且大小是内建页大小的倍数，那么，对大多数操作系统而言，其处理效率会大幅提升
1.4.4.2 文件锁定
文件锁定机制允许一个进程阻止其他进程存取某文件，或限制其存取方式。通常的用途是控制
共享信息的更新方式，或用于事务隔离。在控制多个实体并行访问共同资源方面，文件锁定是必不
可少的。数据库等复杂应用严重信赖于文件锁定。
“文件锁定”从字面上看有锁定整个文件的意思（通常的确是那样），但锁定往往可以发生在更
为细微的层面，锁定区域往往可以细致到单个字节。锁定与特定文件相关，开始于文件的某个特定
字节地址，包含特定数量的连续字节。这对于协调多个进程互不影响地访问文件不同区域，是至关
重要的。
文件锁定有两种方式：共享的和独占的。多个共享锁可同时对同一文件区域发生作用；独占锁
则不同，它要求相关区域不能有其他锁定在起作用。
共享锁和独占锁的经典应用，是控制最初用于读取的共享文件的更新。某个进程要读取文件，
会先取得该文件或该文件部分区域的共享锁。第二个希望读取相同文件区域的进程也会请求共享
锁。两个进程可以并行读取，互不影响。但是，假如有第三个进程要更新该文件，它会请求独占
锁。该进程会处于阻滞状态，直到既有锁定（共享的、独占的）全部解除。一旦给予独占锁，其他
共享锁的读取进程会处于阻滞状态，直到独占锁解除。这样，更新进程可以更改文件，而其他读取
进程不会因为文件的更改得到前后不一致的结果。图 1-7 和图 1-8 描述了这一过程
文件锁有建议使用和强制使用之分。建议型文件锁会向提出请求的进程提供当前锁定信息，但操作系统并不要求一定这样做，而是由相关进程进行协调并关注锁定信息。多数 Unix 和类 Unix 操作系统使用建议型锁，有些也使用强制型锁或兼而有之。
强制型锁由操作系统或文件系统强行实施，不管进程对锁的存在知道与否，都会阻止其对文件锁定区域的访问。微软的操作系统往往使用的是强制型锁。假定所有文件锁均为建议型，并在访问共同资源的各个应用程序间使用一致的文件锁定，是明智之举，也是唯一可行的跨平台策略。依赖于强制文件锁定的应用程序，从根子上讲就是不可移植的。
1.4.5 流I/O
并非所有 I/O 都像前几节讲的是面向块的，也有流 I/O，其原理模仿了通道。I/O 字节流必须顺序存取，常见的例子有 TTY（控制台）设备、打印机端口和网络连接。流的传输一般（也不必然如此）比块设备慢，经常用于间歇性输入。多数操作系统允许把流置于非块模式，这样，进程可以查看流上是否有输入，即便当时没有也不影响它干别的。这样一种能力使得进程可以在有输入的时候进行处理，输入流闲置的时候执行其他功能。比非块模式再进一步，就是就绪性选择。就绪性选择与非块模式类似（常常就是建立在非块模式之上），但是把查看流是否就绪的任务交给了操作系统。操作系统受命查看一系列流，并提醒进程哪些流已经就绪。这样，仅仅凭借操作系统返回的就绪信息，进程就可以使用相同代码和单一线程，实现多活动流的多路传输。这一技术广泛用于网络服务器领域，用来处理数量庞大的网络连接。就绪性选择在大容量缩放方面是必不可少的。
1.5 总结
本章概述了系统层面的 I/O，只是一带而过，肯定很不全面。如果需要更加详尽地了解相关内
容，可以找本好的参考书，有不少的。我过去的老板 Avi Silberschatz 所著《操作系统概念》（第六
版）（Operating System Concepts, Sixth Edition [John Wiley & Sons]）是本权威的操作系统教科书，
从这本书出发是个不错的选择。
通过前面的讲述，您应当对后面各章所涵盖内容有了大致的了解。带上您的知识储备，随我前
往核心主题：Java New I/O（NIO）。学习了新的 NIO 抽象，也别忘了脑子里的具体概念。理解了
这些基本概念，才能更容易地识别新类所模拟之 I/O 性能。
NIO 学习之旅即将启程。发动机在轰鸣，一切都已就绪。快上来吧，找个位子，舒舒服服坐
好，让我们立刻开拔。
来源：oschina
链接：https://my.oschina.net/u/3101476/blog/1606723