send和recv函数分析
#include
ssize_t recv(int sockfd, void *buff, size_t nbyte, int flags);
ssize_t send(int sockfd, const void *buff, size_t nbyte, int flags);
返回:若成功则返回读或者写的字节数, 若出错则返回-1
| flags | 说明 | recv | send |
| MSG_DONTROUTE | 绕过路由表查找 | 是 | |
| MSG_DONTWAIT | 仅本次操作非堵塞 | 是 | 是 |
| MSG_OOB | 发送或者接受带外数据 | 是 | 是 |
| MSG_PEEK | 窥看外来消息 | 是 | |
| MSG_WAITALL | 等待所有数据 | 是 | |
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先明确一个概念：每个TCP socket在内核中都有一个发送缓冲区和一个接收缓冲区，TCP的全双工的工作模式以及TCP的滑动窗口便是依赖于这两个独立的buffer以及此buffer的填充状态。接收缓冲区把数据缓存入内核，应用进程一直没有调用read进行读取的话，此数据会一直缓存在相应 socket的接收缓冲区内。再啰嗦一点，不管进程是否读取socket，对端发来的数据都会经由内核接收并且缓存到socket的内核接收缓冲区之中。 read所做的工作，就是把内核缓冲区中的数据拷贝到应用层用户的buffer里面，仅此而已。进程调用send发送的数据的时候，最简单情况(也是一般情况)，将数据拷贝进入socket的内核发送缓冲区之中，然后send便会在上层返回。换句话说，send返回之时，数据不一定会发送到对端去(和 write写文件有点类似)，send仅仅是把应用层buffer的数据拷贝进socket的内核发送buffer中。后续我会专门用一篇文章介绍 read和send所关联的内核动作。每个UDP socket都有一个接收缓冲区，没有发送缓冲区，从概念上来说就是只要有数据就发，不管对方是否可以正确接收，所以不缓冲，不需要发送缓冲区。
接收缓冲区被TCP和UDP用来缓存网络上来的数据，一直保存到应用进程读走为止。对于TCP，如果应用进程一直没有读取，buffer满了之后，发生的动作是：通知对端TCP协议中的窗口关闭。这个便是滑动窗口的实现。保证TCP套接口接收缓冲区不会溢出，从而保证了TCP是可靠传输。因为对方不允许发出超过所通告窗口大小的数据。 这就是TCP的流量控制，如果对方无视窗口大小而发出了超过窗口大小的数据，则接收方TCP将丢弃它。 UDP：当套接口接收缓冲区满时，新来的数据报无法进入接收缓冲区，此数据报就被丢弃。UDP是没有流量控制的;快的发送者可以很容易地就淹没慢的接收者，导致接收方的UDP丢弃数据报。
以上便是TCP可靠，UDP不可靠的实现。
TCP_CORK TCP_NODELAY
这两个选项是互斥的，打开或者关闭TCP的nagle算法，下面用场景来解释
典型的webserver向客户端的应答，应用层代码实现流程粗略来说，一般如下所示：
if(条件1){
向buffer_last_modified填充协议内容“Last-Modified: Sat, 04 May 2012 05:28:58 GMT”;
send(buffer_last_modified);
}
if(条件2){
向buffer_expires填充协议内容“Expires: Mon, 14 Aug 2023 05:17:29 GMT”;
send(buffer_expires);
}
。。。
if(条件N){
向buffer_N填充协议内容“。。。”;
send(buffer_N);
}
对于这样的实现，当前的http应答在执行这段代码时，假设有M(M<=N)个条件都满足，那么会有连续的M个send调用，那是不是下层会依次向客户端发出M个TCP包呢?答案是否定的，包的数目在应用层是无法控制的，并且应用层也是不需要控制的。
我用下列四个假设场景来解释一下这个答案
由于TCP是流式的，对于TCP而言，每个TCP连接只有syn开始和fin结尾，中间发送的数据是没有边界的，多个连续的send所干的事情仅仅是：
假如socket的文件描述符被设置为阻塞方式，而且发送缓冲区还有足够空间容纳这个send所指示的应用层buffer的全部数据，那么把这些数据从应用层的buffer，拷贝到内核的发送缓冲区，然后返回。
假如socket的文件描述符被设置为阻塞方式，但是发送缓冲区没有足够空间容纳这个send所指示的应用层buffer的全部数据，那么能拷贝多少就拷贝多少，然后进程挂起，等到TCP对端的接收缓冲区有空余空间时，通过滑动窗口协议(ACK包的又一个作用----打开窗口)通知TCP本端：“亲，我已经做好准备，您现在可以继续向我发送X个字节的数据了”，然后本端的内核唤醒进程，继续向发送缓冲区拷贝剩余数据，并且内核向TCP对端发送TCP数据，如果send所指示的应用层buffer中的数据在本次仍然无法全部拷贝完，那么过程重复。。。直到所有数据全部拷贝完，返回。
请注意，对于send的行为，我用了“拷贝一次”，send和下层是否发送数据包，没有任何关系。
假如socket的文件描述符被设置为非阻塞方式，而且发送缓冲区还有足够空间容纳这个send所指示的应用层buffer的全部数据，那么把这些数据从应用层的buffer，拷贝到内核的发送缓冲区，然后返回。
假如socket的文件描述符被设置为非阻塞方式，但是发送缓冲区没有足够空间容纳这个send所指示的应用层buffer的全部数据，那么能拷贝多少就拷贝多少，然后返回拷贝的字节数。多涉及一点，返回之后有两种处理方式：
1.死循环，一直调用send，持续测试，一直到结束(基本上不会这么搞)。
2.非阻塞搭配epoll或者select，用这两种东西来测试socket是否达到可发送的活跃状态，然后调用send(高性能服务器必需的处理方式)。
综上，以及请参考本文前述的SO_RCVBUF和SO_SNDBUF，你会发现，在实际场景中，你能发出多少TCP包以及每个包承载多少数据，除了受到自身服务器配置和环境带宽影响，对端的接收状态也能影响你的发送状况。
至于为什么说“应用层也是不需要控制发送行为的”，这个说法的原因是：
软件系统分层处理、分模块处理各种软件行为，目的就是为了各司其职，分工。应用层只关心业务实现，控制业务。数据传输由专门的层面去处理，这样应用层开发的规模和复杂程度会大为降低，开发和维护成本也会相应降低。
再回到发送的话题上来：)之前说应用层无法精确控制和完全控制发送行为，那是不是就是不控制了?非也!虽然无法控制，但也要尽量控制!
如何尽量控制?现在引入本节主题----TCP_CORK和TCP_NODELAY。
cork:塞子，塞住
nodelay：不要延迟
TCP_CORK：尽量向发送缓冲区中攒数据，攒到多了再发送，这样网络的有效负载会升高。简单粗暴地解释一下这个有效负载的问题。假如每个包中只有一个字节的数据，为了发送这一个字节的数据，再给这一个字节外面包装一层厚厚的TCP包头，那网络上跑的几乎全是包头了，有效的数据只占其中很小的部分，很多访问量大的服务器，带宽可以很轻松的被这么耗尽。那么，为了让有效负载升高，我们可以通过这个选项指示TCP层，在发送的时候尽量多攒一些数据，把他们填充到一个TCP包中再发送出去。这个和提升发送效率是相互矛盾的，空间和时间总是一堆冤家!!
TCP_NODELAY：尽量不要等待，只要发送缓冲区中有数据，并且发送窗口是打开的，就尽量把数据发送到网络上去。
很明显，两个选项是互斥的。实际场景中该怎么选择这两个选项呢?再次举例说明
webserver,，下载服务器(ftp的发送文件服务器)，需要带宽量比较大的服务器，用TCP_CORK。
涉及到交互的服务器，比如ftp的接收命令的服务器，必须使用TCP_NODELAY。默认是TCP_CORK。设想一下，用户每次敲几个字节的命令，而下层在攒这些数据，想等到数据量多了再发送，这样用户会等到发疯。这个糟糕的场景有个专门的词汇来形容-----粘(nian拼音二声)包
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本篇我们用一个测试机上的阻塞socket实例来说明主题。文章中所有图都是在测试系统上现截取的。
需要理解的3个概念
1. TCP socket的buffer
每个TCP socket在内核中都有一个发送缓冲区和一个接收缓冲区，TCP的全双工的工作模式以及TCP的流量(拥塞)控制便是依赖于这两个独立的buffer以及buffer的填充状态。接收缓冲区把数据缓存入内核，应用进程一直没有调用recv()进行读取的话，此数据会一直缓存在相应socket的接收缓冲区内。再啰嗦一点，不管进程是否调用recv()读取socket，对端发来的数据都会经由内核接收并且缓存到socket的内核接收缓冲区之中。recv()所做的工作，就是把内核缓冲区中的数据拷贝到应用层用户的buffer里面，并返回，仅此而已。进程调用send()发送的数据的时候，最简单情况（也是一般情况），将数据拷贝进入socket的内核发送缓冲区之中，然后send便会在上层返回。换句话说，send（）返回之时，数据不一定会发送到对端去（和write写文件有点类似），send()仅仅是把应用层buffer的数据拷贝进socket的内核发送buffer中，发送是TCP的事情，和send其实没有太大关系。接收缓冲区被TCP用来缓存网络上来的数据，一直保存到应用进程读走为止。对于TCP，如果应用进程一直没有读取，接收缓冲区满了之后，发生的动作是：收端通知发端，接收窗口关闭（win=0）。这个便是滑动窗口的实现。保证TCP套接口接收缓冲区不会溢出，从而保证了TCP是可靠传输。因为对方不允许发出超过所通告窗口大小的数据。 这就是TCP的流量控制，如果对方无视窗口大小而发出了超过窗口大小的数据，则接收方TCP将丢弃它。
查看测试机的socket发送缓冲区大小，cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_wmem
第一个值是一个限制值，socket发送缓存区的最少字节数；
第二个值是默认值；
第三个值是一个限制值，socket发送缓存区的最大字节数；
根据实际测试,发送缓冲区的尺寸在默认情况下的全局设置是16384字节，即16k。
在测试系统上，发送缓存默认值是16k。
proc文件系统下的值和sysctl中的值都是全局值，应用程序可根据需要在程序中使用setsockopt（）对某个socket的发送缓冲区尺寸进行单独修改，详见文章《深入浅出TCP中的send和recv》，不过这都是题外话。
2. 接收窗口（滑动窗口）
TCP连接建立之时的收端的初始接受窗口大小是14600，细节如图2所示（129是收端，130是发端）
接收窗口是TCP中的滑动窗口，TCP的收端用这个接受窗口----win=14600，通知发端，我目前的接收能力是14600字节。
后续发送过程中，收端会不断的用ACK（ACK的全部作用请参照博文《TCP之ACK发送情景》）通知发端自己的接收窗口的大小状态，如图3，而发端发送数据的量，就根据这个接收窗口的大小来确定，发端不会发送超过收端接收能力的数据量。这样就起到了一个流量控制的的作用。
21,22两个包都是收端发给发端的ACK包
第21个包，收端确认收到的前7240个字节数据，7241的意思是期望收到的包从7241号开始，序号加了1.同时，接收窗口从最初的14656（如图2）经过慢启动阶段增加到了现在的29120。用来表明现在收端可以接收29120个字节的数据，而发端看到这个窗口通告，在没有收到新的ACK的时候，发端可以向收端发送29120字节这么多数据。
第22个包，收端确认收到的前8688个字节数据，并通告自己的接收窗口继续增长为32000这么大。
3. 单个TCP的负载量和MSS的关系
MSS在以太网上通常大小是1460字节，而我们在后续发送过程中的单个TCP包的最大数据承载量是1448字节，这二者的关系可以参考博文《TCP之1460MSS和1448负载》。
实例详解send()
实例功能说明：接收端129作为客户端去连接发送端130，连接上之后并不调用recv（）接收，而是sleep（1000），把进程暂停下来，不让进程接收数据。内核会缓存数据至接收缓冲区。发送端作为服务器接收TCP请求之后，立即用ret = send(sock,buf,70k,0);这个C语句，向接收端发送70k数据。
我们现在来观察这个过程。看看究竟发生了些什么事。wireshark抓包截图如下图4
图4说明，包序号等同于时序
1. 客户端sleep在recv（）之前，目的是为了把数据压入接收缓冲区。服务端调用"ret = send(sock,buf,70k,0);"这个C语句，向接收端发送70k数据。由于发送缓冲区大小16k，send（）无法将70k数据全部拷贝进发送缓冲区，故先拷贝16k进入发送缓冲区，下层发送缓冲区中有数据要发送，内核开始发送。上层send（）在应用层处于阻塞状态；
2. 11号TCP包，发端从这儿开始向收端发送1448个字节的数据；
3. 12号TCP包，发端没有收到之前发送的1448个数据的ACK包，仍然继续向收端发送1448个字节的数据；
4. 13号TCP包，收端向发端发送1448字节的确认包，表明收端成功接收总共1448个字节。此时收端并未调用recv（）读取，目前发送缓冲区中被压入1448字节。由于处于慢启动状态，win接收窗口持续增大，表明接受能力在增加，吞吐量持续上升；
5. 14号TCP包，收端向发端发送2896字节的确认包，表明收端成功接收总共2896个字节。此时收端并未调用recv（）读取，目前发送缓冲区中被压入2896字节。由于处于慢启动状态，win接收窗口持续增大，表明接受能力在增加，吞吐量持续上升；
6. 15号TCP包，发端继续向收端发送1448个字节的数据；
7. 16号TCP包，收端向发端发送4344字节的确认包，表明收端成功接收总共4344个字节。此时收端并未调用recv（）读取，目前发送缓冲区中被压入4344字节。由于处于慢启动状态，win接收窗口持续增大，表明接受能力在增加，吞吐量持续上升；
8. 从这儿开始，我略去很多包，过程类似上面过程。同时，由于不断的发送出去的数据被收端用ACK确认，发送缓冲区的空间被逐渐腾出空地，send（）内部不断的把应用层buf中的数据向发送缓冲区拷贝，从而不断的发送，过程重复。70k数据并没有被完全送入内核,send()不管是否发送出去，send不管发送出去的是否被确认，send（）只关心buf中的数据有没有被全部送往发送缓冲区。如果buf中的数据没有被全部送往发送缓冲区，send（）在应用层阻塞，负责等待发送缓冲区中有空余空间的时候，逐步拷贝buf中的数据；如果buf中的数据被全部拷入发送缓冲区，send（）立即返回。
9. 经过慢启动阶段接收窗口增大到稳定阶段，TCP吞吐量升高到稳定阶段，收端一直处于sleep状态，没有调用recv（）把内核中接收缓冲区中的数据拷贝到应用层去，此时收端的接收缓冲区中被压入大量数据；
10. 66号、67号TCP数据包，发端继续向收端发送数据；
11. 68号TCP数据包，收端发送ACK包确认接收到的数据，ACK=62265表明收端已经收到62265字节的数据，这些数据目前被压在收端的接收缓冲区中。win=3456，比较之前的16号TCP包的win=23296,表明收端的窗口已经处于收缩状态，收端的接收缓冲区中的数据迟迟未被应用层读走，导致接收缓冲区空间吃紧，故收缩窗口，控制发送端的发送量，进行流量控制；
12. 69号、70号TCP数据包，发端在接收窗口允许的数据量的范围内，继续向收端发送2段1448字节长度的数据；
13. 71号TCP数据包，至此，收端已经成功接收65160字节的数据，全部被压在接收缓冲区之中，接收窗口继续收缩，尺寸为1600字节；
14. 72号TCP数据包，发端在接收窗口允许的数据量的范围内，继续向收端发送1448字节长度的数据；
15. 73号TCP数据包，至此，收端已经成功接收66609字节的数据，全部被压在接收缓冲区之中，接收窗口继续收缩，尺寸为192字节。
16. 74号TCP数据包，和我们这个例子没有关系，是别的应用发送的包；
17. 75号TCP数据包，发端在接收窗口允许的数据量的范围内，向收端发送192字节长度的数据；
18. 76号TCP数据包，至此，收端已经成功接收66609字节的数据，全部被压在接收缓冲区之中，win=0接收窗口关闭，接收缓冲区满，无法再接收任何数据；
19. 77号、78号、79号TCP数据包，由keepalive触发的数据包，响应的ACK持有接收窗口的状态win=0，另外，ACK=66801表明接收端的接收缓冲区中积压了66800字节的数据。
20. 从以上过程，我们应该熟悉了滑动窗口通告字段win所说明的问题，以及ACK确认数据等等。现在可得出一个结论，接收端的接收缓存尺寸应该是66800字节（此结论并非本篇主题）。
send（）要发送的数据是70k，现在发出去了66800字节，发送缓存中还有16k，应用层剩余要拷贝进内核的数据量是N=70k-66800-16k。接收端仍处于sleep状态，无法recv（）数据，这将导致接收缓冲区一直处于积压满的状态，窗口会一直通告0(win=0)。发送端在这样的状态下彻底无法发送数据了，send（）的剩余数据无法继续拷贝进内核的发送缓冲区，最终导致send（）被阻塞在应用层；
21. send（）一直阻塞中。。。
图4和send（）的关系说明完毕。
那什么时候send返回呢？有3种返回场景
send（）返回场景
场景1，我们继续图4这个例子，不过这儿开始我们就跳出图4所示的过程了
22. 接收端sleep（1000）到时间了，进程被唤醒，代码片段如图5
随着进程不断的用"recv（fd,buf,2048,0）;"将数据从内核的接收缓冲区拷贝至应用层的buf，在使用win=0关闭接收窗口之后，现在接收缓冲区又逐渐恢复了缓存的能力，这个条件下，收端会主动发送携带"win=n（n>0）"这样的ACK包去通告发送端接收窗口已打开；
23. 发端收到携带"win=n(n>0)"这样的ACK包之后，开始继续在窗口运行的数据量范围内发送数据。发送缓冲区的数据被发出；
24. 收端继续接收数据，并用ACK确认这些数据；
25. 发端收到ACK，可以清理出一些发送缓冲区空间，应用层send（）的剩余数据又可以被不断的拷贝进内核的发送缓冲区；
26. 不断重复以上发送过程；
27. send（）的70k数据全部进入内核，send（）成功返回。
场景2，我们继续图4这个例子，不过这儿开始我们就跳出图4所示的过程了
22. 收端进程或者socket出现问题，给发端发送一个RST，请参考博文《》；
23. 内核收到RST，send返回-1。
场景3，和以上例子没关系
连接上之后，马上send（1k），这样，发送的数据肯定可以一次拷贝进入发送缓冲区，send（）拷贝完数据立即成功返回。
send()发送结论
其实场景1和场景2说明一个问题
send（）只是负责拷贝，拷贝完立即返回，不会等待发送和发送之后的ACK。如果socket出现问题，RST包被反馈回来。在RST包返回之时，如果send（）还没有把数据全部放入内核或者发送出去，那么send（）返回-1，errno被置错误值；如果RST包返回之时，send（）已经返回，那么RST导致的错误会在下一次send（）或者recv（）调用的时候被立即返回。
场景3完全说明send（）只要完成拷贝就成功返回，如果发送数据的过程中出现各种错误，下一次send（）或者recv（）调用的时候被立即返回。
概念上容易疑惑的地方
1. TCP协议本身是为了保证可靠传输,并不等于应用程序用tcp发送数据就一定是可靠的，必须要容错；
2. send（）和recv（）没有固定的对应关系，不定数目的send()可以触发不定数目的recv（），这话不专业，但是还是必须说一下，初学者容易疑惑；
3. 关键点，send（）只负责拷贝，拷贝到内核就返回，我通篇在说拷贝完返回，很多文章中说send（）在成功发送数据后返回，成功发送是说发出去的东西被ACK确认过。send（）只拷贝，不会等ACK；
4. 此次send（）调用所触发的程序错误，可能会在本次返回，也可能在下次调用网络IO函数的时候被返回。
实际上理解了阻塞式的，就能理解非阻塞的。