来源：PromisE_谢-博客园
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sysctlnet.core.wmem_default#
sysctlnet.core.wmem_max#
已经发送到网络的数据依然需要暂存在sendbuffer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receivebuffer中，自动进行确认。但如果socket所在的进程不及时将数据从receivebuffer中取出，最终导致receivebuffer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sendbuffer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receivebuffer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。
二、blocking（默认）和nonblock模式下read/write行为的区别：
将socketfd设置为nonblock（非阻塞）是在服务器编程中常见的做法，采用blockingIO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+NonblockI/O+Multiplexing（select/poll，以及Linux上特有的epoll）。
//设置一个文件描述符为nonblock
intset_nonblocking(intfd)
{
intflags;
if((flags=fcntl(fd,F_GETFL,0))==-1)
flags=0;
returnfcntl(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readbuffer填满时返回。
只有当receivebuffer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blockingread并不相同）
nonblockwrite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（connectionresetbypeer），这正是下个小节要提到的：
三、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blockingread或者nonblockread+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receivebuffer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receivebuffer一定为空，因为read在receivebuffer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《UnixNetworkprogramming,vol1》3rdEdition：
“ItisokaytowritetoasocketthathasreceivedaFIN,butitisanerrortowritetoasocketthathasreceivedanRST.”
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？
四、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
75
cat/proc/sys/net/ipv4/tcp_keepalive_probes
9
以上参数的大致意思是：keepaliveroutine每2小时（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persocket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keepalive要麻烦不少（怎样正确地实现应用层的心跳，我或许会用一篇专门的文章来谈一谈），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：Timingwheel踢掉空闲连接by陈硕
参考资料：
《TCP/IPIllustrated,vol1》byRichardStevens
《UnixNetworkProgramming，vol1》(3rdEdition)byRichardStevens
LinuxTCPtuning
UsingTCPkeepaliveunderLinux
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