深刻理解socket编程中的read&&write
前记
本文内容基本复制粘贴来自互联网博客，由于实在写的太好，所以特此再总结下。先放个图，下图来自以下链接： https://www.cnblogs.com/junneyang/p/6126635.html，在这里感谢博主总结的这个图！
该图基本总结了wirite和read的各种情况，下面再详细进行说明吧！
以下内容很多摘自
https://www.cnblogs.com/promise6522/archive/2012/03/03/2377935.html
read/write 回溯
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。其实这里面涉及传输层以下的协议了，之前我一直以为只要write进去就是发过去了，其实这个是错误的认知，发不发是系统决定的。涉及到发送有个算法决定，Nagle算法是被TCP默认开启的，这里涉及一个字段选项设置，TCP_NODELAY，启用这个字段就把Nalge算法禁止掉了。如果读者有兴趣可以自行百度这两个关键字。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。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：
很多情况可以设置非阻塞，对于高并发或者应用要求特定情况下一般是将read会设置为超时非阻塞，当然也可以直接设置该套接字为非阻塞：
// 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);
}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。返回值就是读取的字节数，同时内核receivebuffer空间会增加相应的大小。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）
阻塞与非阻塞write返回值没有区分，都是 <0：出错，=0：连接关闭，>0发送数据大小，特别：返回值 <0时并且(errno == EINTR || errno == EWOULDBLOCK || errno == EAGAIN)的情况下认为连接是正常的，继续发送。只是阻塞模式下write会阻塞着发送数据，非阻塞模式下如果暂时无法发送数据会返回，不会阻塞着 write，因此需要循环发送。
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：
- 我并不知道对面什么时候、能否收到我的数据
- 我不知道什么时候能够收到对面的数据
- 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。而且对于3，kernel将这些事件的“通知”通过read/write的结果返回给应用层。这个也是TCP通信的难点。
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。
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。
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。
