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网络编程中的read,write函数

时间:2018-02-22 21:03:27      阅读:61      评论:0      收藏:0      [点我收藏+]

标签:放下   conn   同学   res   fin   cti   浮动   min   网络故障   

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)。

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// 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:

1. 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)

2. 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。

网络编程中的read,write函数

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原文:https://www.cnblogs.com/alantu2018/p/8459922.html

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