Unix/Linux中的read和write函数

文件描述符

　　对于内核而言，所有打开的文件都通过文件描述符引用。文件描述符是一个非负整数。当打开一个现有文件或创建一个新文件时，内核向进程返回一个文件描述符。当读或写一个文件时，使用open或create返回的文件描述符表示该文件，将其作为参数传给read或write函数。

write函数

　　write函数定义如下：

#include <unistd>
ssize_t write(int filedes, void *buf, size_t nbytes);
// 返回：若成功则返回写入的字节数，若出错则返回-1
// filedes：文件描述符
// buf:待写入数据缓存区
// nbytes:要写入的字节数

　　同样，为了保证写入数据的完整性，在《UNIX网络编程 卷1》中，作者将该函数进行了封装，具体程序如下：

 ssize_t                        /* Write "n" bytes to a descriptor. */
 writen(int fd, const void *vptr, size_t n)
 {
     size_t nleft;
     ssize_t nwritten;
     const char *ptr;

     ptr = vptr;
     nleft = n;
     while (nleft > ) {
         if ( (nwritten = write(fd, ptr, nleft)) <= ) {
             if (nwritten <  && errno == EINTR)
                 nwritten = ;        /* and call write() again */
             else
                 return(-);            /* error */
         }

         nleft -= nwritten;
         ptr   += nwritten;
     }
     return(n);
 }
 /* end writen */

 void
 Writen(int fd, void *ptr, size_t nbytes)
 {
     if (writen(fd, ptr, nbytes) != nbytes)
         err_sys("writen error");
 }

read函数

　　read函数定义如下：

#include <unistd>
ssize_t read(int filedes, void *buf, size_t nbytes);
// 返回：若成功则返回读到的字节数，若已到文件末尾则返回0，若出错则返回-1
// filedes：文件描述符
// buf:读取数据缓存区
// nbytes:要读取的字节数

　　有几种情况可使实际读到的字节数少于要求读的字节数：

　　1）读普通文件时，在读到要求字节数之前就已经达到了文件末端。例如，若在到达文件末端之前还有30个字节，而要求读100个字节，则read返回30，下一次再调用read时，它将返回0（文件末端）。

　　2）当从终端设备读时，通常一次最多读一行。

　　3）当从网络读时，网络中的缓存机构可能造成返回值小于所要求读的字结束。

　　4）当从管道或FIFO读时，如若管道包含的字节少于所需的数量，那么read将只返回实际可用的字节数。

　　5）当从某些面向记录的设备（例如磁带）读时，一次最多返回一个记录。

　　6）当某一个信号造成中断，而已经读取了部分数据。

　　在《UNIX网络编程 卷1》中，作者将该函数进行了封装，以确保数据读取的完整，具体程序如下：

 ssize_t                        /* Read "n" bytes from a descriptor. */
 readn(int fd, void *vptr, size_t n)
 {
     size_t nleft;
     ssize_t nread;
     char *ptr;

     ptr = vptr;
     nleft = n;
     while (nleft > ) {
         if ( (nread = read(fd, ptr, nleft)) < ) {
             if (errno == EINTR)
                 nread = ;        /* and call read() again */
             else
                 return(-);
         } else if (nread == )
             break;                /* EOF */

         nleft -= nread;
         ptr   += nread;
     }
     return(n - nleft);        /* return >= 0 */
 }
 /* end readn */

 ssize_t
 Readn(int fd, void *ptr, size_t nbytes)
 {
     ssize_t        n;

     if ( (n = readn(fd, ptr, nbytes)) < )
         err_sys("readn error");
     return(n);
 }

　　

　　本文下半部分摘自博文浅谈TCP/IP网络编程中socket的行为。

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Linux 2.6.38 x86_64上测试的结果）

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。

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, )) == -)
         flags = ;
     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）

　　注：阻塞模式下，当对方socket关闭时，read会返回0。

　　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：

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？

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？

cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_keepalive_time
cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_keepalive_intvl
cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_keepalive_probes

　　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，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

　　《UNIX环境高级编程》

　　《UNIX网络编程 卷1》

　　浅谈TCP/IP网络编程中socket的行为