TCP/IP網絡編程中socket的行為
想要熟練掌握Linux下的TCP/IP網絡編程，至少有三個層面的知識需要熟悉：
1. TCP/IP協議（如連接的建立和終止、重傳和確認、滑動窗口和擁塞控制等等）
2. Socket I/O系統調用（重點如read/write），這是TCP/IP協議在應用層表現出來的行為。
3. 編寫Performant, Scalable的服務器程序。包括多線程、IO Multiplexing、非阻塞、異步等各種技術。
關于TCP/IP協議，建議參考Richard Stevens的《TCP/IP Illustrated，vol1》（TCP/IP詳解卷1）。
關于第二層面，依然建議Richard Stevens的《Unix network proggramming，vol1》（Unix網絡編程卷1），這兩本書公認是Unix網絡編程的圣經。
至于第三個層面，UNP的書中有所提及，也有著名的C10K問題，業界也有各種各樣的框架和解決方案，本人才疏學淺，在這里就不一一敷述。
本文的重點在于第二個層面，主要總結一下Linux下TCP/IP網絡編程中的read/write系統調用的行為，知識來源于自己網絡編程的粗淺經驗和對《Unix網絡編程卷1》相關章節的總結。由于本人接觸Linux下網絡編程時間不長，錯誤和疏漏再所難免，望看官不吝賜教。
一. read/write 的語義：為什么會阻塞？
先從write說起：
#include <unistd.h>
ssize_t write(int fd, const void *buf, size_t count);
首先，write成功返回，只是buf中的數據被復制到了kernel中的TCP發送緩沖區。至于數據什么時候被發往網絡，什么時候被對方主機接收，什么時候被對方進程讀取，系統調用層面不會給予任何保證和通知。
write在什么情況下會阻塞？當kernel的該socket的發送緩沖區已滿時。對于每個socket，擁有自己的send buffer和receive buffer。從Linux 2.6開始，兩個緩沖區大小都由系統來自動調節（autotuning），但一般在default和max之間浮動。
# 獲取socket的發送/接受緩沖區的大小：（后面的值是在我在Linux 2.6.38 x86_64上測試的結果）
sysctl net.core.wmem_default #126976
sysctl net.core.wmem_max #131071
sysctl net.core.wmem_default #126976
sysctl net.core.wmem_max #131071
已經發送到網絡的數據依然需要暫存在send buffer中，只有收到對方的ack后，kernel才從buffer中清除這一部分數據，為后續發送數據騰出空間。接收端將收到的數據暫存在receive buffer中，自動進行確認。但如果socket所在的進程不及時將數據從receive buffer中取出，最終導致receive buffer填滿，由于TCP的滑動窗口和擁塞控制，接收端會阻止發送端向其發送數據。這些控制皆發生在TCP/IP棧中，對應用程序是透明的，應用程序繼續發送數據，最終導致send buffer填滿，write調用阻塞。
一般來說，由于接收端進程從socket讀數據的速度跟不上發送端進程向socket寫數據的速度，最終導致發送端write調用阻塞。
而read調用的行為相對容易理解，從socket的receive buffer中拷貝數據到應用程序的buffer中。read調用阻塞，通常是發送端的數據沒有到達。
二. blocking（默認）和nonblock模式下 read/write 行為的區別：
將socket fd設置為nonblock（非阻塞）是在服務器編程中常見的做法，采用blocking IO并為每一個client創建一個線程的模式開銷巨大且可擴展性不佳（帶來大量的切換開銷），更為通用的做法是采用線程池+Nonblock I/O+Multiplexing（select/poll，以及Linux上特有的epoll）。
// 設置一個文件描述符為nonblock
int set_nonblocking(int fd)
{
int flags;
if ((flags = fcntl(fd, F_GETFL, 0)) == -1)
flags = 0;
return fcntl(fd, F_SETFL, flags | O_NONBLOCK);
}
幾個重要的結論：
1. read總是在接收緩沖區有數據時立即返回，而不是等到給定的read buffer填滿時返回。
只有當receive buffer為空時，blocking模式才會等待，而nonblock模式下會立即返回-1（errno = EAGAIN或EWOULDBLOCK）
2. blocking的write只有在緩沖區足以放下整個buffer時才返回（與blocking read并不相同）
nonblock write則是返回能夠放下的字節數，之后調用則返回-1（errno = EAGAIN或EWOULDBLOCK）
對于blocking的write有個特例：當write正阻塞等待時對面關閉了socket，則write則會立即將剩余緩沖區填滿并返回所寫的字節數，再次調用則write失敗（connection reset by peer），這正是下個小節要提到的：
三. read/write對連接異常的反饋行為：
對應用程序來說，與另一進程的TCP通信其實是完全異步的過程：
1. 我并不知道對面什么時候、能否收到我的數據
2. 我不知道什么時候能夠收到對面的數據
3. 我不知道什么時候通信結束（主動退出或是異常退出、機器故障、網絡故障等等）
對于1和2，采用write() -> read() -> write() -> read() ->…的序列，通過blocking read或者nonblock read+輪詢的方式，應用程序基于可以保證正確的處理流程。
對于3，kernel將這些事件的“通知”通過read/write的結果返回給應用層。
假設A機器上的一個進程a正在和B機器上的進程b通信：某一時刻a正阻塞在socket的read調用上（或者在nonblock下輪詢socket）
當b進程終止時，無論應用程序是否顯式關閉了socket（OS會負責在進程結束時關閉所有的文件描述符，對于socket，則會發送一個FIN包到對面）。
”同步通知“：進程a對已經收到FIN的socket調用read，如果已經讀完了receive buffer的剩余字節，則會返回EOF:0
”異步通知“：如果進程a正阻塞在read調用上（前面已經提到，此時receive buffer一定為空，因為read在receive buffer有內容時就會返回），則read調用立即返回EOF，進程a被喚醒。
socket在收到FIN后，雖然調用read會返回EOF，但進程a依然可以其調用write，因為根據TCP協議，收到對方的FIN包只意味著對方不會再發送任何消息。 在一個雙方正常關閉的流程中，收到FIN包的一端將剩余數據發送給對面（通過一次或多次write），然后關閉socket。
但是事情遠遠沒有想象中簡單。優雅地（gracefully)關閉一個TCP連接，不僅僅需要雙方的應用程序遵守約定，中間還不能出任何差錯。
假如b進程是異常終止的，發送FIN包是OS代勞的`，b進程已經不復存在，當機器再次收到該socket的消息時，會回應RST（因為擁有該socket的進程已經終止）。a進程對收到RST的socket調用write時，操作系統會給a進程發送SIGPIPE，默認處理動作是終止進程，知道你的進程為什么毫無征兆地死亡了吧：）
from 《Unix Network programming, vol1》 3rd Edition：
“It is okay to write to a socket that has received a FIN, but it is an error to write to a socket that has received an RST.”
通過以上的敘述，內核通過socket的read/write將雙方的連接異常通知到應用層，雖然很不直觀，似乎也夠用。
這里說一句題外話：
不知道有沒有同學會和我有一樣的感慨：在寫TCP/IP通信時，似乎沒怎么考慮連接的終止或錯誤，只是在read/write錯誤返回時關閉socket，程序似乎也能正常運行，但某些情況下總是會出奇怪的問題。想完美處理各種錯誤，卻發現怎么也做不對。
原因之一是：socket（或者說TCP/IP棧本身）對錯誤的反饋能力是有限的。
考慮這樣的錯誤情況：
不同于b進程退出（此時OS會負責為所有打開的socket發送FIN包），當B機器的OS崩潰（注意不同于人為關機，因為關機時所有進程的退出動作依然能夠得到保證）/主機斷電/網絡不可達時，a進程根本不會收到FIN包作為連接終止的提示。
如果a進程阻塞在read上，那么結果只能是永遠的等待。
如果a進程先write然后阻塞在read，由于收不到B機器TCP/IP棧的ack，TCP會持續重傳12次（時間跨度大約為9分鐘），然后在阻塞的read調用上返回錯誤：ETIMEDOUT/EHOSTUNREACH/ENETUNREACH
假如B機器恰好在某個時候恢復和A機器的通路，并收到a某個重傳的pack，因為不能識別所以會返回一個RST，此時a進程上阻塞的read調用會返回錯誤ECONNREST
恩，socket對這些錯誤還是有一定的反饋能力的，前提是在對面不可達時你依然做了一次write調用，而不是輪詢或是阻塞在read上，那么總是會在重傳的周期內檢測出錯誤。如果沒有那次write調用，應用層永遠不會收到連接錯誤的通知。
write的錯誤最終通過read來通知應用層，有點陰差陽錯？
四. 還需要做什么?
至此，我們知道了僅僅通過read/write來檢測異常情況是不靠譜的，還需要一些額外的工作：
1. 使用TCP的KEEPALIVE功能？
cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_keepalive_time
7200
cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_keepalive_intvl
75
cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_keepalive_probes
9
以上參數的大致意思是：keepalive routine每2小時（7200秒）啟動一次，發送第一個probe（探測包），如果在75秒內沒有收到對方應答則重發probe，當連續9個probe沒有被應答時，認為連接已斷。（此時read調用應該能夠返回錯誤，待測試）
但在我印象中keepalive不太好用，默認的時間間隔太長，又是整個TCP/IP棧的全局參數：修改會影響其他進程，Linux的下似乎可以修改per socket的keepalive參數？（希望有使用經驗的人能夠指點一下），但是這些方法不是portable的。
2. 進行應用層的心跳
嚴格的網絡程序中，應用層的心跳協議是必不可少的。雖然比TCP自帶的keep alive要麻煩不少，但有其最大的優點：可控。
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