前言
网络编程中超时时间是一个重要但又容易被忽略的问题,对其的设置需要仔细斟酌。
本文讨论的是socket设置为阻塞模式，如果socket处于阻塞模式运行时，就需要考虑处理socket操作超时的问题。
所谓阻塞模式，是指其完成指定的操作之前阻塞当前的进程或线程，直到操作有结果返回.
在我们直接调用socket操作函数时，如果不进行特意声明的话，它们都是工作在阻塞模式的，
如 connect, send, recv等.
简单分类的话，可以将超时处理分成两类：
连接(connect)超时;
发送(send), 接收(recv)超时;
连接超时
从字面上看，连接超时就是在一定时间内还是连接不上目标主机。你所建立的socket连接其实最终都要进行系统调用进入内核态，剩下的就是等待内核通知连接建立。所以自行在代码中设置了超时时间（一般是叫connectTimeout或者socketTimeout），那么这个超时时间一到如果内核还没成功建立连接，那就认为是连接超时了。如果他们没设置超时时间，那么这个connectTimeout就取决于内核什么时候抛出超时异常了。
因此，我们需要分析一下内核是怎么来判断连接超时的。
内核层的超时分析
我们都知道一个连接的建立需要经过3次握手，所以连接超时简单的说是是客户端往服务端发的SYN报文没有得到响应（服务端没有返回ACK报文）。
由于网络本身是不稳定的，丢包是很常见的事情（或者对方主机因为某些原因丢弃了该包），因此内核在发送SYN报文没有得到响应后，往往还是进行多次重试。同时，为了避免发送太多的包影响网络，重试的时间间隔还会不断增加。
在linux中，重试的时间间隔会呈指数型增长，为2的N次方，即：
第一次发送SYN报文后等待1s（2的0次幂）后再重试
第二次发送SYN报文后等待2s（2的1次幂）后再重试
第三次发送SYN报文后等待4s（2的2次幂）后再重试
第四次发送SYN报文后等待8s（2的3次幂）后再重试
第五次发送SYN报文后等待16s（2的4次幂）后再重试
第六次发送SYN报文后等待32s（2的5次幂）后再重试
第七次发送SYN报文后等待64s（2的6次幂）后再重试
对于重试次数，由linux的net.ipv4.tcp_syn_retries来确定，默认值一般是6（有些linux发行版可能不太一样），我们可以通过sysctl net.ipv4.tcp_syn_retries查看。比如重试次数是6次，那么我们可以得出超时时间应该是 1+2+4+8+16+32+64=127秒 （上面的第一条是第一次发送SYN报文，不算重试）。
如果我们想修改重试次数，可以输入命令sysctl -w net.ipv4.tcp_syn_retries=5来修改（需要root权限）。如果希望重启后生效，将net.ipv4.tcp_syn_retries = 5放入/etc/sysctl.conf中，之后执行sysctl -p 即可生效。
在一些linux发行版中，重试时间可能会变动。如果想确定操作系统具体的超时时间，可以通过下面这条命令来判断：
gaoke@ubuntu:~$ date; telnet 10.16.15.15 5000; dateSat Apr 2 14:27:33 CST 2022Trying 10.16.15.15...telnet: Unable to connect to remote host: Connection timed outSat Apr 2 14:29:40 CST 2022
综合分析
如果应用层面设置了自己的超时时间，同时内核也有自己的超时时间，那么应该以哪个为准呢？答案是哪个超时时间小以哪个为准。
个人认为，在我们的实际应用中，这个超时时间不宜设置的太长，通常建议2-10s。比如在分布式系统中，我们通常会在多台节点中根据一定策略选择一台进行连接。在有机器宕机的情况下，如果连接超时时间设置的比较长，而我们客户端的线程池又比较小，就很可能大多数的线程都在等待建立连接，过了较长时间才发现连接不上，影响应用的整体吞吐量。
connect系统调用
我们观察一下此系统调用的kernel源码，调用栈如下所示:
connect[用户态] |->SYSCALL_DEFINE3(connect)[内核态] |->sock->ops->connect
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最终调用的tcp_connect源码如下：
int tcp_connect(struct sock *sk) { ...... // 发送SYN err = tcp_transmit_skb(sk, buff, 1, sk->sk_allocation); ... /* Timer for repeating the SYN until an answer. */ // 由于是刚建立连接，所以其rto是TCP_TIMEOUT_INIT inet_csk_reset_xmit_timer(sk, ICSK_TIME_RETRANS, inet_csk(sk)->icsk_rto, TCP_RTO_MAX); return 0; }
又上面代码可知，在tcp_connect设置了重传定时器之后return回了tcp_v4_connect再return到inet_stream_connect。
我们可以采用设置SO_SNDTIMEO来控制connect系统调用的超时,如下所示:
setsockopt(sockfd, SOL_SOCKET, SO_SNDTIMEO, &timeout, len);
不设置SO_SNDTIMEO
如果不设置SO_SNDTIMEO,那么会由tcp重传定时器在重传超过设置的时候后超时,如下图所示:
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我们如何查看syn重传次数？:
cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_syn_retries
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对于系统调用，connect的超时时间为:
| tcp_syn_retries | timeout |
| 1 | min(so_sndtimeo,3s) |
| 2 | min(so_sndtimeo,7s) |
| 3 | min(so_sndtimeo,15s) |
| 4 | min(so_sndtimeo,31s) |
| 5 | min(so_sndtimeo,63s) |
kernel代码版本细微变化
值得注意的是，linux本身官方发布的2.6.32源码对于tcp_syn_retries2的解释和RFC并不一致,不同内核小版本上的实验会有不同的connect timeout表现的原因(有的抓包到的重传SYN时间间隔为3,6,12......)。
以下为代码对比:
========================>linux 内核版本2.6.32-431<======================== #define TCP_TIMEOUT_INIT ((unsigned)(1*HZ)) /* RFC2988bis initial RTO value */ static inline bool retransmits_timed_out(struct sock *sk, unsigned int boundary, unsigned int timeout, bool syn_set) { ...... unsigned int rto_base = syn_set ? TCP_TIMEOUT_INIT : TCP_RTO_MIN; ...... timeout = ((2 << boundary) - 1) * rto_base; ...... } ========================>linux 内核版本2.6.32.63<======================== #define TCP_TIMEOUT_INIT ((unsigned)(3*HZ)) /* RFC 1122 initial RTO value */ static inline bool retransmits_timed_out(struct sock *sk, unsigned int boundary { ...... timeout = ((2 << boundary) - 1) * TCP_RTO_MIN; ...... }
另外，tcp_syn_retries重传次数可以在单个socket中通过setsockopt设置。
发送超时
在tcp连接建立之后，写操作可以理解为向对端发送tcp报文的过程。在tcp的实现中，每一段报文都需要有对端的回应，即ACK报文。和连接时发送SYN报文一样，如果超过一定时间没有收到响应，内核会再次重发该报文。和SYN报文的重试不同的是，linux有另外的参数来控制这个重试次数，即net.ipv4.tcp_retries2，可以通过sysctl net.ipv4.tcp_retries2查看其值。
另外，这个数据报文重试时间间隔的计算方式也和SYN报文不一样，由于计算方式比较复杂，这里就不详细介绍。
一般linux发行版的net.ipv4.tcp_retries2的默认值为5或者15，对应的超时时间如下表：
tcp_retries2对端无响应
525.6s-51.2s,根据动态rto定
15924.6s-1044.6s,根据动态rto定
和SYN报文的超时时间一样，如果应用层设置了超时时间，哪么具体的超时时间以内核和应用层的超时时间的最小值为准。
socket的write系统调用最后调用的是tcp_sendmsg,源码如下所示:
int tcp_sendmsg(struct kiocb *iocb, struct socket *sock, struct msghdr *msg, size_t size){ ...... timeo = sock_sndtimeo(sk, flags & MSG_DONTWAIT); ...... while (--iovlen >= 0) { ...... // 此种情况是buffer不够了 if (copy <= 0) { new_segment: ...... if (!sk_stream_memory_free(sk)) goto wait_for_sndbuf; skb = sk_stream_alloc_skb(sk, select_size(sk),sk->sk_allocation); if (!skb) goto wait_for_memory; } ...... } ...... // 这边等待write buffer有空间 wait_for_sndbuf: set_bit(SOCK_NOSPACE, &sk->sk_socket->flags); wait_for_memory: if (copied) tcp_push(sk, flags & ~MSG_MORE, mss_now, TCP_NAGLE_PUSH); // 这边等待timeo长的时间 if ((err = sk_stream_wait_memory(sk, &timeo)) != 0) goto do_error; ...... out: // 如果拷贝了数据，则返回 if (copied) tcp_push(sk, flags, mss_now, tp->nonagle); TCP_CHECK_TIMER(sk); release_sock(sk); return copied; out_err: // error的处理 err = sk_stream_error(sk, flags, err); TCP_CHECK_TIMER(sk); release_sock(sk); return err; }
从上面的内核代码看出，如果socket的write buffer依旧有空间的时候，会立马返回，并不会有timeout。但是write buffer不够的时候，会等待SO_SNDTIMEO的时间(nonblock时候为0)。但是如果SO_SNDTIMEO没有设置的时候,默认初始化为MAX_SCHEDULE_TIMEOUT,可以认为其超时时间为无限。那么其超时时间会有另一个条件来决定，我们看下sk_stream_wait_memory的源码:
int sk_stream_wait_memory(struct sock *sk, long *timeo_p){ // 等待socket shutdown或者socket出现err sk_wait_event(sk, ¤t_timeo, sk->sk_err || (sk->sk_shutdown & SEND_SHUTDOWN) || (sk_stream_memory_free(sk) && !vm_wait)); }
在write等待的时候，如果出现socket被shutdown或者socket出现错误的时候，则会跳出wait进而返回错误。在不考虑对端shutdown的情况下,出现sk_err的时间其实就是其write的timeout时间,那么我们看下什么时候出现sk->sk_err。
SO_SNDTIMEO不设置,write buffer满之后ack一直不返回的情况(例如，物理机宕机)
物理机宕机后，tcp发送msg的时候,ack不会返回，则会在重传定时器tcp_retransmit_timer到期后timeout,其重传到期时间通过tcp_retries2以及TCP_RTO_MIN计算出来。
tcp_retries2的设置位置为:
cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_retries2
SO_SNDTIMEO不设置,write buffer满之后对端不消费，导致buffer一直满的情况
和上面ack超时有些许不一样的是，一个逻辑是用TCP_RTO_MIN通过tcp_retries2计算出来的时间。另一个是真的通过重传超过tcp_retries2次数来time_out，两者的区别和rto的动态计算有关。但是可以大致认为是一致的。
上述逻辑如下图所示:
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write_timeout表格
| tcp_retries2 | buffer未满 | buffer满 |
| 5 | 立即返回 | min(SO_SNDTIMEO,(25.6s-51.2s)根据动态rto定 |
| 15 | 立即返回 | min(SO_SNDTIMEO,(924.6s-1044.6s)根据动态rto定 |
接收超时
在tcp协议中，读的操作和写操作的逻辑是相通的。
tcp连接建立后，两边的通信无非就是报文的互传。写操作是将数据放到tcp报文中发送给对端，然后等待对端响应，一定时间没有得到响应就是超时。而读操作其实就是发送一个读取数据的报文给对端，然后对端返回带有数据的报文，一定时间没有收到对端的报文则认为超时。对于tcp协议而言，其实不会分辨他们发送的报文具体是要干嘛，因此readTimeout的判断逻辑和writeTimeout基本一样。它的重传次数也是由参数net.ipv4.tcp_retries2控制。在应用层面也一般是统一叫socketTimeout。
read系统调用
socket的read系统调用最终调用的是tcp_recvmsg, 其源码如下:
int tcp_recvmsg(struct kiocb *iocb, struct sock *sk, struct msghdr *msg, size_t len, int nonblock, int flags, int *addr_len) { ...... // 这边timeo=SO_RCVTIMEO timeo = sock_rcvtimeo(sk, nonblock); ...... do{ ...... // 下面这一堆判断表明，如果出现错误,或者已经被CLOSE/SHUTDOWN则跳出循环 if(copied) { if (sk->sk_err || sk->sk_state == TCP_CLOSE || (sk->sk_shutdown & RCV_SHUTDOWN) || !timeo || signal_pending(current)) break; } else { if (sock_flag(sk, SOCK_DONE)) break; if (sk->sk_err) { copied = sock_error(sk); break; } // 如果socket shudown跳出 if (sk->sk_shutdown & RCV_SHUTDOWN) break; // 如果socket close跳出 if (sk->sk_state == TCP_CLOSE) { if (!sock_flag(sk, SOCK_DONE)) { /* This occurs when user tries to read * from never connected socket. */ copied = -ENOTCONN; break; } break; } ....... } ....... if (copied >= target) { /* Do not sleep, just process backlog. */ release_sock(sk); lock_sock(sk); } else /* 如果没有读到target自己数(和水位有关,可以暂认为是1)，则等待SO_RCVTIMEO的时间 */ sk_wait_data(sk, &timeo); } while (len > 0); ...... }
上面的逻辑如下图所示:
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重传以及探测定时器timeout事件的触发时机如下图所示:
如果内核层面ack正常返回而且对端窗口不为0，仅仅应用层不返回任何数据,那么就会无限等待，直到对端有数据或者socket close/shutdown为止，如下图所示:
很多应用就是基于这个无限超时来设计的,例如activemq的消费者逻辑。
ReadTimeout超时表格
C系统调用:
| tcp_retries2 | 对端无响应 | 对端内核响应正常 |
| 5 | min(SO_RCVTIMEO,(25.6s-51.2s)根据动态rto定 | SO_RCVTIMEO==0?无限,SO_RCVTIMEO) |
| 15 | min(SO_RCVTIMEO,(924.6s-1044.6s)根据动态rto定 | SO_RCVTIMEO==0?无限,SO_RCVTIMEO) |
Java系统调用
| tcp_retries2 | 对端无响应 | 对端内核响应正常 | |
| 5 | min(SO_TIMEOUT,(25.6s-51.2s)根据动态rto定 | SO_TIMEOUT==0?无限,SO_RCVTIMEO | |
| 15 | min(SO_TIMEOUT,(924.6s-1044.6s)根据动态rto定 | SO_TIMEOUT==0?无限,SO_RCVTIMEO | |
对端物理机宕机之后的超时
对端物理机宕机后还依旧有数据发送
对端物理机宕机时对端内核也gg了(不会发出任何包通知宕机)，那么本端发送任何数据给对端都不会有响应。其超时时间就由上面讨论的
min(设置的socket超时[例如SO_TIMEOUT],内核内部的定时器超时来决定)。
对端物理机宕机后没有数据发送，但在read等待
这时候如果设置了超时时间timeout，则在timeout后返回。但是，如果仅仅是在read等待，由于底层没有数据交互，那么其无法知道对端是否宕机，所以会一直等待。但是，内核会在一个socket两个小时都没有数据交互情况下(可设置)启动keepalive定时器来探测对端的socket。如下图所示:
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大概是2小时11分钟之后会超时返回。keepalive的设置由内核参数指定：
cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_keepalive_time 7200 即两个小时后开始探测 cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_keepalive_intvl 75 即每次探测间隔为75s cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_keepalve_probes 9 即一共探测9次
可以在setsockops中对单独的socket指定是否启用keepalive定时器。
对端物理机宕机后没有数据发送，也没有read等待
和上面同理，也是在keepalive定时器超时之后，将连接close。所以我们可以看到一个不活跃的socket在对端物理机突然宕机之后,依旧是ESTABLISHED状态，过很长一段时间之后才会关闭。
进程宕机后的超时
物理机突然宕机和进程宕掉的表现不一样。一个tcp连接建立后，如果一端的物理机突然宕机，另外一端是完全不知情的，它会像往常一样继续发送相关报文，直到超时时间到了才返回。另外，一般操作系统会有机制检测来释放该tcp连接。而如果只是进程宕掉，在进程退出的时候，操作会负责回收这个进程所属的所有tcp连接，在这时会向这些tcp连接的对端发送FIN报文，表示要关闭连接了，这时候对端是可以知道连接已经关闭的。（如果进程退出后还收到来自对端的报文，那么内核会立马发送reset给对端，从而不会卡住对端的线程资源）
所以如果仅仅是对端进程宕机的话(进程所在内核会close其所拥有的所有socket)，由于fin包的发送，本端内核可以立刻知道当前socket的状态。如果socket是阻塞的，那么将会在当前或者下一次write/read系统调用的时候返回给应用层相应的错误。如果是nonblock，那么会在select/epoll中触发出对应的事件通知应用层去处理。
如果fin包没发送到对端，那么在下一次write/read的时候内核会发送reset包作为回应。
nonblock
设置为nonblock=true后，由于read/write都是立刻返回，且通过select/epoll等处理重传超时/probe超时/keep alive超时/socket close等事件，所以根据应用层代码决定其超时特性。定时器超时事件发生的时间如上面几小节所述，和是否nonblock无关。nonblock的编程模式可以让应用层对这些事件做出响应。
总结
网络编程中超时时间是个重要但又容易被忽略的问题，这个问题只有在遇到物理机宕机，偶尔的网络抖动等平时遇不到的现象时候才会凸显。希望本篇文章可以对读者在以后遇到类似超时问题时有所帮助,只要涉及到阻塞式的网络请求，就一定要加超时，否则你将进入自己曾经种下的苦果，加班，掉的不是汗水，是头发。
