TCP/IP網(wǎng)絡(luò )編程中socket的行為
想要熟練掌握Linux下的TCP/IP網(wǎng)絡(luò )編程，至少有三個(gè)層面的知識需要熟悉：
1. TCP/IP協(xié)議（如連接的建立和終止、重傳和確認、滑動(dòng)窗口和擁塞控制等等）
2. Socket I/O系統調用（重點(diǎn)如read/write），這是TCP/IP協(xié)議在應用層表現出來(lái)的行為。
3. 編寫(xiě)Performant, Scalable的服務(wù)器程序。包括多線(xiàn)程、IO Multiplexing、非阻塞、異步等各種技術(shù)。
關(guān)于TCP/IP協(xié)議，建議參考Richard Stevens的《TCP/IP Illustrated，vol1》（TCP/IP詳解卷1）。
關(guān)于第二層面，依然建議Richard Stevens的《Unix network proggramming，vol1》（Unix網(wǎng)絡(luò )編程卷1），這兩本書(shū)公認是Unix網(wǎng)絡(luò )編程的圣經(jīng)。
至于第三個(gè)層面，UNP的書(shū)中有所提及，也有著(zhù)名的C10K問(wèn)題，業(yè)界也有各種各樣的框架和解決方案，本人才疏學(xué)淺，在這里就不一一敷述。
本文的重點(diǎn)在于第二個(gè)層面，主要總結一下Linux下TCP/IP網(wǎng)絡(luò )編程中的read/write系統調用的行為，知識來(lái)源于自己網(wǎng)絡(luò )編程的粗淺經(jīng)驗和對《Unix網(wǎng)絡(luò )編程卷1》相關(guān)章節的總結。由于本人接觸Linux下網(wǎng)絡(luò )編程時(shí)間不長(cháng)，錯誤和疏漏再所難免，望看官不吝賜教。
一. read/write 的語(yǔ)義：為什么會(huì )阻塞？
先從write說(shuō)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(fā)送緩沖區。至于數據什么時(shí)候被發(fā)往網(wǎng)絡(luò )，什么時(shí)候被對方主機接收，什么時(shí)候被對方進(jìn)程讀取，系統調用層面不會(huì )給予任何保證和通知。
write在什么情況下會(huì )阻塞？當kernel的該socket的發(fā)送緩沖區已滿(mǎn)時(shí)。對于每個(gè)socket，擁有自己的send buffer和receive buffer。從Linux 2.6開(kāi)始，兩個(gè)緩沖區大小都由系統來(lái)自動(dòng)調節（autotuning），但一般在default和max之間浮動(dòng)。
# 獲取socket的發(fā)送/接受緩沖區的大�。海ê竺娴闹凳窃谖以贚inux 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(jīng)發(fā)送到網(wǎng)絡(luò )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(fā)送數據騰出空間。接收端將收到的數據暫存在receive buffer中，自動(dòng)進(jìn)行確認。但如果socket所在的進(jìn)程不及時(shí)將數據從receive buffer中取出，最終導致receive buffer填滿(mǎn)，由于TCP的滑動(dòng)窗口和擁塞控制，接收端會(huì )阻止發(fā)送端向其發(fā)送數據。這些控制皆發(fā)生在TCP/IP棧中，對應用程序是透明的，應用程序繼續發(fā)送數據，最終導致send buffer填滿(mǎn)，write調用阻塞。
一般來(lái)說(shuō)，由于接收端進(jìn)程從socket讀數據的速度跟不上發(fā)送端進(jìn)程向socket寫(xiě)數據的速度，最終導致發(fā)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(fā)送端的數據沒(méi)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(wù)器編程中常見(jiàn)的做法，采用blocking IO并為每一個(gè)client創(chuàng )建一個(gè)線(xiàn)程的模式開(kāi)銷(xiāo)巨大且可擴展性不佳（帶來(lái)大量的切換開(kāi)銷(xiāo)），更為通用的做法是采用線(xiàn)程池+Nonblock I/O+Multiplexing（select/poll，以及Linux上特有的epoll）。
// 設置一個(gè)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(gè)重要的結論：
1. read總是在接收緩沖區有數據時(shí)立即返回，而不是等到給定的read buffer填滿(mǎn)時(shí)返回。
只有當receive buffer為空時(shí)，blocking模式才會(huì )等待，而nonblock模式下會(huì )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(gè)buffer時(shí)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(gè)特例：當write正阻塞等待時(shí)對面關(guān)閉了socket，則write則會(huì )立即將剩余緩沖區填滿(mǎn)并返回所寫(xiě)的字節數，再次調用則write失�。╟onnection reset by peer），這正是下個(gè)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(lái)說(shuō)，與另一進(jìn)程的TCP通信其實(shí)是完全異步的過(guò)程：
1. 我并不知道對面什么時(shí)候、能否收到我的數據
2. 我不知道什么時(shí)候能夠收到對面的數據
3. 我不知道什么時(shí)候通信結束（主動(dòng)退出或是異常退出、機器故障、網(wǎng)絡(luò )故障等等）
對于1和2，采用write() -> read() -> write() -> read() ->…的序列，通過(guò)blocking read或者nonblock read+輪詢(xún)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(guò)read/write的結果返回給應用層。
假設A機器上的一個(gè)進(jìn)程a正在和B機器上的進(jìn)程b通信：某一時(shí)刻a正阻塞在socket的read調用上（或者在nonblock下輪詢(xún)socket）
當b進(jìn)程終止時(shí)，無(wú)論應用程序是否顯式關(guān)閉了socket（OS會(huì )負責在進(jìn)程結束時(shí)關(guān)閉所有的文件描述符，對于socket，則會(huì )發(fā)送一個(gè)FIN包到對面）。
”同步通知“：進(jìn)程a對已經(jīng)收到FIN的socket調用read，如果已經(jīng)讀完了receive buffer的剩余字節，則會(huì )返回EOF:0
”異步通知“：如果進(jìn)程a正阻塞在read調用上（前面已經(jīng)提到，此時(shí)receive buffer一定為空，因為read在receive buffer有內容時(shí)就會(huì )返回），則read調用立即返回EOF，進(jìn)程a被喚醒。
socket在收到FIN后，雖然調用read會(huì )返回EOF，但進(jìn)程a依然可以其調用write，因為根據TCP協(xié)議，收到對方的FIN包只意味著(zhù)對方不會(huì )再發(fā)送任何消息。 在一個(gè)雙方正常關(guān)閉的流程中，收到FIN包的一端將剩余數據發(fā)送給對面（通過(guò)一次或多次write），然后關(guān)閉socket。
但是事情遠遠沒(méi)有想象中簡(jiǎn)單。優(yōu)雅地（gracefully)關(guān)閉一個(gè)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(jìn)程是異常終止的，發(fā)送FIN包是OS代勞的`，b進(jìn)程已經(jīng)不復存在，當機器再次收到該socket的消息時(shí)，會(huì )回應RST（因為擁有該socket的進(jìn)程已經(jīng)終止）。a進(jìn)程對收到RST的socket調用write時(shí)，操作系統會(huì )給a進(jìn)程發(fā)送SIGPIPE，默認處理動(dòng)作是終止進(jìn)程，知道你的進(jìn)程為什么毫無(wú)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(guò)以上的敘述，內核通過(guò)socket的read/write將雙方的連接異常通知到應用層，雖然很不直觀(guān)，似乎也夠用。
這里說(shuō)一句題外話(huà)：
不知道有沒(méi)有同學(xué)會(huì )和我有一樣的感慨：在寫(xiě)TCP/IP通信時(shí)，似乎沒(méi)怎么考慮連接的終止或錯誤，只是在read/write錯誤返回時(shí)關(guān)閉socket，程序似乎也能正常運行，但某些情況下總是會(huì )出奇怪的問(wèn)題。想完美處理各種錯誤，卻發(fā)現怎么也做不對。
原因之一是：socket（或者說(shuō)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(jìn)程退出（此時(shí)OS會(huì )負責為所有打開(kāi)的socket發(fā)送FIN包），當B機器的OS崩潰（注意不同于人為關(guān)機，因為關(guān)機時(shí)所有進(jìn)程的退出動(dòng)作依然能夠得到保證）/主機斷電/網(wǎng)絡(luò )不可達時(shí)，a進(jìn)程根本不會(huì )收到FIN包作為連接終止的提示。
如果a進(jìn)程阻塞在read上，那么結果只能是永遠的等待。
如果a進(jìn)程先write然后阻塞在read，由于收不到B機器TCP/IP棧的ack，TCP會(huì )持續重傳12次（時(shí)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(gè)時(shí)候恢復和A機器的通路，并收到a某個(gè)重傳的pack，因為不能識別所以會(huì )返回一個(gè)RST，此時(shí)a進(jìn)程上阻塞的read調用會(huì )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(shí)你依然做了一次write調用，而不是輪詢(xún)或是阻塞在read上，那么總是會(huì )在重傳的周期內檢測出錯誤。如果沒(méi)有那次write調用，應用層永遠不會(huì )收到連接錯誤的通知。
write的錯誤最終通過(guò)read來(lái)通知應用層，有點(diǎn)陰差陽(yáng)錯？
四. 還需要做什么?
至此，我們知道了僅僅通過(guò)read/write來(lái)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(shí)（7200秒）啟動(dòng)一次，發(fā)送第一個(gè)probe（探測包），如果在75秒內沒(méi)有收到對方應答則重發(fā)probe，當連續9個(gè)probe沒(méi)有被應答時(shí)，認為連接已斷。（此時(shí)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(shí)間間隔太長(cháng)，又是整個(gè)TCP/IP棧的全局參數：修改會(huì )影響其他進(jìn)程，Linux的下似乎可以修改per socket的keepalive參數？（希望有使用經(jīng)驗的人能夠指點(diǎn)一下），但是這些方法不是portable的。
2. 進(jìn)行應用層的心跳
嚴格的網(wǎng)絡(luò )程序中，應用層的心跳協(xié)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(yōu)點(diǎn)：可控。
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