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