浅谈 TCP/IP 网络编程中 socket 的行为

来源：PromisE_谢 
链接：www.cnblogs.com/promise6522/archive/2012/03/03/2377935.html

我认为，想要熟练掌握 Linux 下的 TCP/IP 网络编程，至少有三个层面的知识需要熟悉：

1. TCP/IP协议（如连接的建立和终止、重传和确认、滑动窗口和拥塞控制等等）
2. Socket I/O系统调用（重点如read/write），这是TCP/IP协议在应用层表现出来的行为。
3. 编写Performant, Scalable的服务器程序。包括多线程、IO Multiplexing、非阻塞、异步等各种技术。

关于TCP/IP协议，建议参考 Richard Stevens 的《TCP/IP Illustrated，vol1》（TCP/IP详解卷1）。

关于第二层面，依然建议Richard Stevens的《Unix network proggramming，vol1》（Unix网络编程卷1），这两本书公认是Unix网络编程的圣经。

至于第三个层面，UNP 的书中有所提及，也有著名的 C10K 问题，业界也有各种各样的框架和解决方案，本人才疏学浅，在这里就不一一敷述。

本文的重点在于第二个层面，主要总结一下 Linux 下 TCP/IP 网络编程中的 read/write 系统调用的行为，知识来源于自己网络编程的粗浅经验和对《Unix网络编程卷1》相关章节的总结。由于本人接触Linux下网络编程时间不长，错误和疏漏再所难免，望看官不吝赐教。

一、read/write 的语义：为什么会阻塞？

先从write说起：

#include <unistd.h>
ssize_t write(int fd, const void *buf, size_t count);

首先，write 成功返回，只是 buf 中的数据被复制到了 kernel 中的 TCP 发送缓冲区。至于数据什么时候被发往网络，什么时候被对方主机接收，什么时候被对方进程读取，系统调用层面不会给予任何保证和通知。

write 在什么情况下会阻塞？当 kernel 的该 socket 的发送缓冲区已满时。对于每个 socket，拥有自己的send buffer 和 receive buffer。从 Linux 2.6 开始，两个缓冲区大小都由系统来自动调节(autotuning)，但一般在 default 和 max 之间浮动。

# 获取socket的发送/接受缓冲区的大小：（后面的值是在我在Linux 2.6.38 x86_64上测试的结果）
sysctl net.core.wmem_default       #126976
sysctl net.core.wmem_max　　　　    #131071
sysctl net.core.wmem_default       #126976
sysctl net.core.wmem_max           #131071

已经发送到网络的数据依然需要暂存在 send buffer 中，只有收到对方的 ack 后，kernel 才从 buffer 中清除这一部分数据，为后续发送数据腾出空间。接收端将收到的数据暂存在 receive buffer 中，自动进行确认。但如果 socket 所在的进程不及时将数据从 receive buffer 中取出，最终导致 receive buffer 填满，由于 TCP 的滑动窗口和拥塞控制，接收端会阻止发送端向其发送数据。这些控制皆发生在 TCP/IP 栈中，对应用程序是透明的，应用程序继续发送数据，最终导致 send buffer 填满，write 调用阻塞。

一般来说，由于接收端进程从 socket 读数据的速度跟不上发送端进程向 socket 写数据的速度，最终导致发送端 write 调用阻塞。

而 read 调用的行为相对容易理解，从 socket 的 receive buffer 中拷贝数据到应用程序的 buffer 中。read 调用阻塞，通常是发送端的数据没有到达。

二、 blocking（默认）和nonblock模式下 read/write 行为的区别

将 socket fd 设置为 nonblock（非阻塞）是在服务器编程中常见的做法，采用 blocking IO 并为每一个client 创建一个线程的模式开销巨大且可扩展性不佳（带来大量的切换开销），更为通用的做法是采用线程池+Nonblock I/O+Multiplexing（select/poll，以及Linux上特有的epoll）。

// 设置一个文件描述符为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);
}

几个重要的结论：

• read总是在接收缓冲区有数据时立即返回，而不是等到给定的 read buffer 填满时返回

只有当receive buffer为空时，blocking模式才会等待，而nonblock模式下会立即返回-1（errno = EAGAIN或EWOULDBLOCK）

• blocking 的 write 只有在缓冲区足以放下整个 buffer 时才返回（与 blocking read 并不相同）

nonblock write 则是返回能够放下的字节数，之后调用则返回-1（errno = EAGAIN或EWOULDBLOCK）

对于 blocking 的 write 有个特例：当 write 正阻塞等待时对面关闭了 socket，则 write 则会立即将剩余缓冲区填满并返回所写的字节数，再次调用则 write 失败（connection reset by peer），这正是下个小节要提到的。

三、 read/write对连接异常的反馈行为

对应用程序来说，与另一进程的 TCP 通信其实是完全异步的过程：

1. 我并不知道对面什么时候、能否收到我的数据
2. 我不知道什么时候能够收到对面的数据
3. 我不知道什么时候通信结束（主动退出或是异常退出、机器故障、网络故障等等）

对于 1 和 2，采用 write() -> read() -> write() -> read() ->… 的序列，通过 blocking read 或者 nonblock read+轮询 的方式，应用程序基于可以保证正确的处理流程。

对于 3，kernel 将这些事件的“通知”通过 read/write 的结果返回给应用层。

假设 A 机器上的一个进程 a 正在和 B 机器上的进程 b 通信：某一时刻 a 正阻塞在 socket 的 read 调用上（或者在nonblock下轮询socket）

当 b 进程终止时，无论应用程序是否显式关闭了 socket（OS会负责在进程结束时关闭所有的文件描述符，对于socket，则会发送一个 FIN 包到对面）。

• 同步通知：进程 a 对已经收到 FIN 的 socket 调用 read，如果已经读完了receive buffer的剩余字节，则会返回 EOF: 0

• 异步通知：如果进程 a 正阻塞在 read 调用上（前面已经提到，此时receive buffer一定为空，因为read在receive buffer有内容时就会返回），则 read 调用立即返回EOF，进程 a 被唤醒。

socket 在收到 FIN 后，虽然调用 read 会返回 EOF，但进程 a 依然可以其调用 write，因为根据 TCP 协议，收到对方的 FIN 包只意味着对方不会再发送任何消息。 在一个双方正常关闭的流程中，收到 FIN 包的一端将剩余数据发送给对面（通过一次或多次 write），然后关闭 socket。

但是事情远远没有想象中简单。优雅地(gracefully)关闭一个 TCP 连接，不仅仅需要双方的应用程序遵守约定，中间还不能出任何差错。

假如 b 进程是异常终止的，发送 FIN 包是 OS 代劳的，b 进程已经不复存在，当机器再次收到该 socket 的消息时，会回应 RST（因为拥有该 socket 的进程已经终止）。a 进程对收到 RST 的 socket 调用 write 时，操作系统会给 a 进程发送 SIGPIPE，默认处理动作是终止进程，知道你的进程为什么毫无征兆地死亡了吧：）

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.”

通过以上的叙述，内核通过socket的read/write将双方的连接异常通知到应用层，虽然很不直观，似乎也够用。

这里说一句题外话：

不知道有没有同学会和我有一样的感慨：在写 TCP/IP 通信时，似乎没怎么考虑连接的终止或错误，只是在 read/write 错误返回时关闭 socket，程序似乎也能正常运行，但某些情况下总是会出奇怪的问题。想完美处理各种错误，却发现怎么也做不对。

原因之一是：socket（或者说TCP/IP栈本身）对错误的反馈能力是有限的。

考虑这样的错误情况：

不同于 b 进程退出（此时 OS 会负责为所有打开的 socket 发送 FIN 包），当 B 机器的 OS 崩溃（注意不同于人为关机，因为关机时所有进程的退出动作依然能够得到保证）/主机断电/网络不可达时，a 进程根本不会收到 FIN 包作为连接终止的提示。

如果a进程阻塞在 read 上，那么结果只能是永远的等待。

如果 a 进程先 write 然后阻塞在 read，由于收不到 B 机器 TCP/IP 栈的 ack，TCP会持续重传 12 次（时间跨度大约为9分钟），然后在阻塞的read调用上返回错误：ETIMEDOUT/EHOSTUNREACH/ENETUNREACH

假如 B 机器恰好在某个时候恢复和A机器的通路，并收到 a 某个重传的pack，因为不能识别所以会返回一个RST，此时 a 进程上阻塞的 read 调用会返回错误 ECONNREST

恩，socket 对这些错误还是有一定的反馈能力的，前提是在对面不可达时你依然做了一次 write 调用，而不是轮询或是阻塞在 read上，那么总是会在重传的周期内检测出错误。如果没有那次write调用，应用层永远不会收到连接错误的通知。

write 的错误最终通过 read 来通知应用层，有点阴差阳错？

四、还需要做什么?

至此，我们知道了仅仅通过 read/write 来检测异常情况是不靠谱的，还需要一些额外的工作：

$ 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

1、 使用TCP的KEEPALIVE功能？

以上参数的大致意思是：keepalive routine 每2小时（7200秒）启动一次，发送第一个probe（探测包），如果在75秒内没有收到对方应答则重发probe，当连续9个probe没有被应答时，认为连接已断。（此时read调用应该能够返回错误，待测试）

但在我印象中keepalive不太好用，默认的时间间隔太长，又是整个TCP/IP栈的全局参数：修改会影响其他进程，Linux的下似乎可以修改per socket的keepalive参数？（希望有使用经验的人能够指点一下），但是这些方法不是portable的。

2、 进行应用层的心跳

严格的网络程序中，应用层的心跳协议是必不可少的。虽然比TCP自带的keep alive要麻烦不少（怎样正确地实现应用层的心跳，我或许会用一篇专门的文章来谈一谈），但有其最大的优点：可控。