1. TCP协议的状态机
TCP一共定义了11种状态，这些状态可以使用 netstat 命令查看
2. TCP建立连接3次握手、释放连接4次握手
TCP包头有4个非常重要的东西：
(1) Sequence Number：包的序列号，用来解决 网路包乱序的问题
(2) Acknowledge Number：ACK确认号，用来实现 超时重传机制(不丢包)
(3) Window：滑动窗口，用来解决 拥塞控制的
(4) TCP flag：包的类型，主要是用来 操控 TCP状态机的
TCP建立连接：三次握手
主要是 初始化 Sequence Number的初始值
通信的双方要互相通知对方自己的初始化的Sequence Number，这个号作为以后的数据通信的序号，以保证应用层接收到的数据不会因为网络上的传输的问题而乱序
SYN超时：server端接收到client发的SYN后 发送了 SYN-ACK之后，此时 client掉线，server端没有收到client回送的ACK，这时连接处于中间状态，既没成功，也没失败，这时，server端每隔一段时间会重发SYN-ACK，Linux下默认重发次数为5，时间间隔依次位1s、2s、4s、8s、16s，第5次发送之后需要等 32s才知道 第5次也超时了，所以，总共需要 1 + 2 + 4 + 8 + 16 + 32 = 2 ^ 6 - 1 = 63s，这时TCP才会彻底断开连接
SYN Flood攻击：人为发起多个连接，在client 收到 server发送的 SYN-ACK之后 恶意掉线，这时服务器默认需要等待63s才断开连接，攻击者就可以把服务器的syn连接的队列耗尽，让正常的连接请求得不到处理。 解决办法：调整TCP参数，减少默认的重试次数、增大SYN队列连接数
TCP释放连接：四次握手
TCP是全双工的，发送发和接收方都需要FIN和ACK
如果server和client同时断开连接，就会进入CLOSING状态，然后到达TIME_WAIT状态
TIME_WAIT状态
为什么有TIME_WAIT状态？
这个状态是主动执行关闭的话会经历的状态，在这个状态停留时间 是最长分节生命期(maximum segment liftime,MSL)的两倍，我们称为2MSL.MSL意思是任何一个IP数据报可能停留在网络中存活 的最长时间，这个时间是一个有限值，不同系统设置不同。RFC建议值是2min，而BSD的传统实现是30s.
TIME_WAIT状态存在有两个理由：
(1) 可靠地实现TCP全双工连接终止
TIME_WAIT确保有足够的时间让 对端接收到了ACK，如果被动关闭的一方 没有收到ACK，就会触发 被动端重发FIN，一来一去正好2个MSL
(2) 允许老的重复分组在网络中消失
假设A->B发送一个分节，中途由于路由器出现故障而缓存在路由器中，A超时重发之后，连接关闭。现在AB又同时使用相同的IP和端口并且 分节序列号也正好匹配的话，那么以前连接丢失的分组就会出现在新的连接而被处理，TIME_WAIT状态 不允许2MSL之内使用相同的端口连接，就不会出现老分组出现在新连接上了
关于TIME_WAIT数量太多？
如果服务器是HTTP服务器，那么设置一个HTTP的 KeepAlive(浏览器会重用一个TCP连接来处理多个HTTP请求)
3. 套接字socket编程
/* rio_readn -robustly read n bytes (unbuffered) */ int rio_readn(int fd, void* usrbuf, size_t n) { size_t nleft = n; int nread = 0; char* bufp = (char*)usrbuf; while(nleft > 0) { nread = read(fd, bufp, nleft); if (nread < 0) { if(errno == EINTR) { /* interrupted by sig handler return */ nread = 0; /* and call read() again */ } else { return -1; /* errno set by read() */ } } else if (nread == 0) { break; /* EOF */ } nleft -= nread; bufp += nread; } return (n - nleft); /* return >= 0 */ }
/* rio_writen -robustly write n bytes (unbuffered) */ int rio_writen(int fd, void* usrbuf, size_t n) { size_t nleft = n; int nwrite = 0; char* bufp = (char*)usrbuf; while(nleft > 0) { nwrite = write(fd, bufp, nleft); if (nwrite <= 0) { if(errno == EINTR) { /* interrupted by sig handler return */ nwrite = 0; /* and call write() again */ } else { return -1; /* errno set by write() */ } } nleft -= nwrite; bufp += nwrite; } return (n - nleft); }
4. 浏览器输入网址的背后
当你输入一个网址的时候，实际会发生什么?
5. Unix I/O模型 阻塞I/O和非阻塞I/O
Unix一共有5中I/O模型
(1) 阻塞式I/O：进程read系统调用，一直阻塞到 内核将数据准备好并成功返回。默认情况下，所有套接字调用都是阻塞的(read、write、connect、accept)
(2) 非阻塞式I/O：进程反复调用read(轮询)，如果没有数据准备好，立即返回一个EWOULDBLOCK错误。fcntl函数将默认套接字转换为 non-blocking
(3) I/O多路复用:进程阻塞于select调用，等待可能多个套接字中的任一个变为可读
(4) 信号驱动式I/O：SIGIO
(5) 异步I/O：(POSIX aio_系列函数)
6. 非阻塞I/O
套接字默认状态是阻塞的，可能阻塞的套接字调用可分为以下4类：
(1) 读操作：read、readv、recv、recvfrom、recvmsg
这些函数如果对 阻塞的套接字进行调用，如果该套接字的接收缓冲区中没有数据可读，该进程将投入睡眠(即阻塞)，直到有数据可读时才唤醒
这些函数如果对 非阻塞套接字进行调用，如果该套接字的接收缓冲区中没有数据可读，相应调用立即返回一个 EWOULDBLOCK错误
(2) 写操作：write、writev、send、sendto、sendmsg
这些函数如果对 阻塞的套接字进行调用，如果该套接字的发送缓冲区中没有剩余空间可写，该进程将投入睡眠(即阻塞)，直到有剩余空间可写时才唤醒
这些函数如果对 非阻塞套接字进行调用，如果该套接字的发送缓冲区中没有剩余空间可写，相应调用立即返回一个 EWOULDBLOCK错误
(3) accept函数
如果对 阻塞套接字进行调用，并且尚无新的连接到达，调用进程将投入睡眠
如果对 非阻塞套接字进行调用，并且尚无新的连接到达，accept调用会立即返回一个 EWOULDBLOCK错误
(4) connect函数
如果对 非阻塞套接字调用 connect函数，并且连接不能立即建立，那么连接的建立能照常发起，不过会返回一个 EINPROGRESS错误
int connect_nonb(int sockfd, const struct sockaddr* addr, socklen_t addrlen, int nsec) { int flags = fcntl(sockfd, F_GETFL, 0); fcntl(sockfd, F_SETFL, flags | O_NONBLOCK); // fcntl设置非阻塞 int error = 0; int ret = connect(sockfd, addr, addrlen); if (ret < 0) { if (errno != EINPROGRESS) { // 期望的错误是EINPROGRESS，表示连接建立已经启动但是 尚未完成，其他错误一律直接返回-1 return -1; } } /* Do whatever we want while the connect is taking place. */ if (ret == 0) { // 非阻塞connect返回0，表示连接建立完成 fcntl(sockfd, F_SETFL, flags); // 恢复套接字的文件标志并返回 if (error != 0) { // 如果getsockopt返回的error变量非0，表示连接建立发生错误 close(sockfd); errno = error; return -1; } return 0; } else { // 非阻塞connect，连接建立已经启动但是尚未完成，调用select等待套接字变为可读或可写 fd_set read_set; fd_set write_set; FD_ZERO(&read_set); FD_SET(sockfd, &read_set); write_set = read_set; struct timeval tval; // 设置select超时时间 tval.tv_sec = nsec; tval.tv_usec = 0; ret = select(sockfd + 1, &read_set, &write_set, NULL, nsec ? &tval : NULL); if (ret == 0) { // select返回0，超时，关闭套接字 close(sockfd); errno = ETIMEDOUT; return -1; } // 如果描述符变为可读或可写，调用getsockopt获取套接字的待处理错误(SO_ERROR选项)，如果连接成功建立，error值为0，如果连接建立发生错误，error = errno if (FD_ISSET(sockfd, &read_set) || FD_ISSET(sockfd, &write_set)) { len = sizeof(error); if (getsockopt(sockfd, SOL_SOCKET, SO_ERROR, &error, &len) < 0) { return -1; } } else { err_quit("select error:sockfd not set"); } } }
7. I/O多路复用 select vs. epoll
当我们执行epoll_ctl时，除了把socket放到epoll文件系统里file对象对应的红黑树上之外，还会给内核中断处理程序注册一个回调函数，告诉内核，如果这个句柄的中断到了，就把它放到准备就绪list链表里
(1) 进程打开的最大描述符数目
select中 一个进程打开的最大描述符数目由FD_SETSIZE设置，32位默认为1024个(硬编码)
epoll没有FD_SETSIZE的限制，它所支持的FD上限是最大可以打开文件的数目，1GB内存大约10W
(2) FD集合扫描
select/poll每次调用都会线性扫描全部的集合，导致效率呈现线性下降
epoll每次调用只扫描 "活跃"的socket(一般情况下，任一时间只有部分的socket是"活跃"的)，这是因为在内核实现中epoll是根据每个fd上面的callback函数实现的
(3) 内核与用户空间的消息传递
无论是select,poll还是epoll都需要内核把FD消息通知给用户空间
select和poll直接采用 内存拷贝
epoll使用mmap内存共享，避免内存拷贝
for( ; ; ) { nfds = epoll_wait(epfd, events, 20, 500); for(i = 0;i < nfds; ++i) { if(events[i].data.fd == listenfd) //有新的连接 { connfd = accept(listenfd, (sockaddr *)&clientaddr, &clilen); //accept这个连接 ev.data.fd = connfd; ev.events = EPOLLIN | EPOLLET; epoll_ctl(epfd,EPOLL_CTL_ADD, connfd, &ev); //将新的fd添加到epoll的监听队列中 } else if( events[i].events & EPOLLIN ) //接收到数据，读socket { n = read(sockfd, line, MAXLINE)) < 0 //读 ev.data.ptr = md; //md为自定义类型，添加数据 ev.events = EPOLLOUT | EPOLLET; epoll_ctl(epfd, EPOLL_CTL_MOD, sockfd, &ev);//修改标识符，等待下一个循环时发送数据，异步处理的精髓 } else if(events[i].events & EPOLLOUT) //有数据待发送，写socket { struct myepoll_data* md = (myepoll_data*)events[i].data.ptr; //取数据 sockfd = md->fd; send(sockfd, md->ptr, strlen((char*)md->ptr), 0 ); //发送数据 ev.data.fd = sockfd; ev.events = EPOLLIN | EPOLLET; epoll_ctl(epfd, EPOLL_CTL_MOD, sockfd, &ev); //修改标识符，等待下一个循环时接收数据 } else { //其他的处理 } } }