浅谈TCP/IP网络编程中socket的行为

简介:

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)。

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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。

 

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:

1. 使用TCP的KEEPALIVE功能?

复制代码
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
复制代码

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。

当然,也可以简单一点,针对连接做timeout,关闭一段时间没有通信的”空闲“连接。这里可以参考一篇文章:

Muduo 网络编程示例之八:Timing wheel 踢掉空闲连接 by 陈硕

 

参考资料:

《TCP/IP Illustrated, vol 1》 by Richard Stevens

《Unix Network Programming, vol 1》(3rd Edition) by Richard Stevens

Linux TCP tuning

Using TCP keepalive under Linux

 










本文转自 jiu~ 博客园博客,原文链接:http://www.cnblogs.com/jiu0821/p/7229568.html,如需转载请自行联系原作者
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