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TCP/IP中write/read的行为

2016年10月12日 发表评论 阅读评论

read/write 为什么会被阻塞

首先应该知道的是,当write成功返回时,只是将buf中的数据复制到了缓冲区,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。
当kernel的该socket的发送缓冲区已满时,write就会被阻塞。每个socket都拥有自己的send buffer和receive buffer,其大小由系统自动调节。

已经发送到网络的数据依然需会在send buffer中暂存,只有当收到对方的ack后,kernel才从buffer中将这一部分清除。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所在的进程来不及时将数据从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调用的行为则相对容易理解,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。

read/write在blocking/nonblock模式下的行为区别

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)

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)

read/write对连接异常的反馈

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. 不知道对面什么时候、能否收到我的数据

2. 不知道什么时候能够收到对面的数据

3. 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。

ocket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。

 

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