send或者write socket遭遇SIGPIPE信号

 

当服务器close一个连接时，若client端接着发数据。根据TCP协议的 规定，会收到一个RST响应，client再往这个服务器发送数据时，系统会发出一个SIGPIPE信号给进程，告诉进程这个连接已经断开了，不要再写 了。

又或者当一个进程向某个已经收到RST的socket执行写操作是，内核向该进程发送一个SIGPIPE信号。该信号的缺省学位是终止进程，因此进程必须捕获它以免不情愿的被终止。

根据信号的默认处理规则SIGPIPE信号的默认执行动作是terminate(终止、退出),所以client会退出。若不想客户端退出可以把 SIGPIPE设为SIG_IGN

如：signal(SIGPIPE, SIG_IGN);
这时SIGPIPE交给了系统处理。

服务器采用了fork的话，要收集垃圾进程，防止僵尸进程的产生，可以这样处理：
signal(SIGCHLD,SIG_IGN);
交给系统init去回收。
这里子进程就不会产生僵尸进程了。

在linux下写socket的程序的时候，如果尝试send到一个disconnected socket上，就会让底层抛出一个SIGPIPE信号。
这个信号的缺省处理方法是退出进程，大多数时候这都不是我们期望的。因此我们需要重载这个信号的处理方法。调用以下代码，即可安全的屏蔽SIGPIPE：
struct sigaction sa;
sa.sa_handler = SIG_IGN;
sigaction( SIGPIPE, &sa, 0 );

signal设置的信号句柄只能起一次作用，信号被捕获一次后，信号句柄就会被还原成默认值了。
sigaction设置的信号句柄，可以一直有效，值到你再次改变它的设置。

struct sigaction action;
action.sa_handler = handle_pipe;
sigemptyset(&action.sa_mask);
action.sa_flags = 0;
sigaction(SIGPIPE, &action, NULL);
void handle_pipe(int sig)
{
        //不做任何处理即可
}

RST的含义为“复位”，它是TCP在某些错误情况 下所发出的一种TCP分节。有三个条件可以产生RST:

1), SYN到达某端口但此端口上没有正在监听的服务器。
2), TCP想取消一个已有连接
3), TCP接收了一个根本不存在的连接上的分节。

1． Connect 函数返回错误ECONNREFUSED:
如果对客户的SYN的响应是RST，则表明该服务器主机在我们指定的端口上没有进程在等待与之连接（例如服务器进程也许没有启动），这称为硬错（hard error），客户一接收到RST，马上就返回错误ECONNREFUSED.

TCP为监听套接口维护两个队列。两个队列之和不超过listen函数第二个参数backlog。

当一个客户SYN到达时，若两个队列都是满的，TCP就忽略此分节，且不发送RST.这个因为：这种情况是暂时的，客户TCP将重发SYN，期望不久就能 在队列中找到空闲条目。要是TCP服务器发送了一个RST，客户connect函数将立即发送一个错误，强制应用进程处理这种情况，而不是让TCP正常的 重传机制来处理。还有，客户区别不了这两种情况：作为SYN的响应，意为“此端口上没有服务器”的RST和意为“有服务器在此端口上但其队列满”的 RST.
Posix.1g允许以下两种处理方法：忽略新的SYN，或为此SYN响应一个RST.历史上，所有源自Berkeley的实现都是忽略新的SYN。

2．如果杀掉服务器端处理客户端的子进程，进程退出后，关闭它打开的所有文件描述符，此时，当服务器TCP接收到来自此客户端的数据时，由于先前打开的那 个套接字接口的进程已终止，所以以RST响应。

经常遇到的问题：
如果不判断read , write函数的返回值，就不知道服务器是否响应了RST, 此时客户端如果向接收了RST的套接口进行写操作时，内核给该进程发一个SIGPIPE信号。此信号的缺省行为就是终止进程，所以，进程必须捕获它以免不 情愿地被终止。

进程不论是捕获了该信号并从其信号处理程序返回，还是不理会该信号，写操作都返回EPIPE错误。

3． 服务器主机崩溃后重启
如果服务器主机与客户端建立连接后崩溃，如果此时，客户端向服务器发送数据，而服务器已经崩溃不能响应客户端ACK，客户TCP将持续重传数据分节，试图 从服务器上接收一个ACK，如果服务器一直崩溃客户端会发现服务器已经崩溃或目的地不可达，但可能需要比较长的时间； 如果服务器在客户端发现崩溃前重启，服务器的TCP丢失了崩溃前的所有连接信息，所以服务器TCP对接收的客户数据分节以RST响应。

二、关于socket的recv：

对于TCP non-blocking socket, recv返回值== -1，但是errno == EAGAIN, 此时表示在执行recv时相应的socket buffer中没有数据，应该继续recv。

【If no messages are available at the socket and O_NONBLOCK is not set on the socket's file descriptor, recv() shall block until a message arrives. If no messages are available at the socket and O_NONBLOCK is set on the socket's file descriptor, recv() shall fail and set errno to [EAGAIN] or [EWOULDBLOCK].】

对于UDP recv 应该一直读取直到recv（）==-1 && errno==EAGAIN，表示buffer中数据包被全部读取。

接收数据时常遇到Resource temporarily unavailable的提示，errno代码为11(EAGAIN)。这表明你在非阻塞模式下调用了阻塞操作，在该操作没有完成就返回这个错误，这个错 误不会破坏socket的同步，不用管它，下次循环接着recv就可以。对非阻塞socket而言，EAGAIN不是一种错误。在VxWorks和 Windows上，EAGAIN的名字叫做EWOULDBLOCK。其实这算不上错误，只是一种异常而已。


    while (res != 0)
    {
        //len = recv(sockfd, buff, MAXBUF, 0);


        len = recv(sockfd, buff, 5, 0);
        if (len < 0 ) {
            if(errno == EAGAIN) {
                printf("RE-Len:%d errno EAGAIN\n", len);
                continue;/*return 12;*//* The socket's file descriptor is marked O_NONBLOCK and no data is waiting to be received; or MSG_OOB is set and no out-of-band data is available and either the socket's file descriptor is marked O_NONBLOCK or the socket does not support blocking to await out-of-band data. */

            }

            if (errno == EINTR)

               continue;          
            perror("recv error\n");
            break;
        } else if (len > 0) {
            printf("Recved:%s, and len is:%d \n", buff, len);
            len = send(sockfd, buff, len, 0); /* if the client socket was closed and the socketfd here in kernel has set the status as RST this process will recv a SIGPIPE, and the process will exit if we don't handle it to SIGING */
            if (len < 0) {
                perror("send error");
                return -1;
            }
            memset(buff, 0, MAXBUF);
            continue;
        } else { //==0
            
            printf("Disconnected by peer!\n");
            res = 0;

            return res;
        }
    }

外记：
accetp()是慢系统调用，在信号产生时会中断其调用并将errno变量设置为EINTR，此时应重新调用accept()。
所以使用时应这样：

 while(1) {
  if ( (connfd = accept(....)) == -1 ) {
  if (errno == EINTR)
  continue;
  perror("accept()");
  exit(1);
  }


  /* do sth with "connfd" */
  }

signal 与 sigaction 区别：
    signal函数每次设置具体的信号处理函数(非SIG_IGN)只能生效一次,每次在进程响应处理信号时，随即将信 号处理函数恢复为默认处理方式.所以如果想多次相同方式处理某个信号,通常的做法是,在响应函数开始,再次调用signal设置。

int sig_int(); //My signal handler

    ...
    signal(SIGINT, sig_int);
    ...

int sig_int()
{


   signal(SIGINT, sig_int);
    ....
}

这种代码段的一个问题是：在信号发生之后到信号处理程序中调用s i g n a l函数之间有一个
时间窗口。在此段时间中，可能发生 另一次中断信号。第二个信号会造成执行默认动作，而对
中断信号则是终止该进程。这种类型的程序段在大多数情况下会正常工作，使得我们认为它们
正 确，而实际上却并不是如此。
另一个问题是：在进程不希望某种信号发生时，它不能关闭该信号

sigaction:
1.在信号处理程序被调用时，系统建立的新信号屏蔽字会自动包括正被递送的 信号。因此保证了在处理一个
给定的信号时，如果这种信号再次发生，那么它会被阻塞到对前一个信号的处理结束为止
2.响应函数设置后就一直 有效,不会重置
3.对除S I G A L R M以外的所有信号都企图设置S A _ R E S TA RT标志，于是被这些信号中断
的 系统调用(read,write)都能自动再起动。不希望再起动由S I G A L R M信号中断的系统调用的原因是希望对I / O操作可以设置时间限制。

 

所以希望能用相同方式处理信号的多次出现,最好用sigaction.信号只出现并处理一次,可以用signal