send或者write socket遭遇SIGPIPE信號

當服務器close一個鏈接時，若client端接着發數據。根據TCP協議的規定，會收到一個RST響應，client再往這個服務器發送數據時，系統會發出一個SIGPIPE信號給進程，告訴進程這個鏈接已經斷開了，不要再寫了。

又或者當一個進程向某個已經收到RST的socket執行寫操做是，內核向該進程發送一個SIGPIPE信號。該信號的缺省學位是終止進程，所以進程必須捕獲它以避免不情願的被終止。

根據信號的默認處理規則SIGPIPE信號的默認執行動做是terminate(終止、退出),因此client會退出。若不想客戶端退出能夠把 SIGPIPE設爲SIG_IGN

如：signal(SIGPIPE, SIG_IGN);
這時SIGPIPE交給了系統處理。

服務器採用了fork的話，要收集垃圾進程，防止殭屍進程的產生，能夠這樣處理：
signal(SIGCHLD,SIG_IGN);
交給系統init去回收。
這裏子進程就不會產生殭屍進程了。

在linux下寫socket的程序的時候，若是嘗試send到一個disconnected socket上，就會讓底層拋出一個SIGPIPE信號。
這個信號的缺省處理方法是退出進程，大多數時候這都不是咱們指望的。所以咱們須要重載這個信號的處理方法。調用如下代碼，便可安全的屏蔽SIGPIPE：
struct sigaction sa;
sa.sa_handler = SIG_IGN;
sigaction( SIGPIPE, &sa, 0 );

signal設置的信號句柄只能起一次做用，信號被捕獲一次後，信號句柄就會被還原成默認值了。
sigaction設置的信號句柄，能夠一直有效，值到你再次改變它的設置。

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)
{
//不作任何處理便可
}

RST的含義爲「復位」，它是TCP在某些錯誤狀況下所發出的一種TCP分節。有三個條件能夠產生RST:

1), SYN到達某端口但此端口上沒有正在監聽的服務器。
2), TCP想取消一個已有鏈接
3), TCP接收了一個根本不存在的鏈接上的分節。

1． Connect 函數返回錯誤ECONNREFUSED:
若是對客戶的SYN的響應是RST，則代表該服務器主機在咱們指定的端口上沒有進程在等待與之鏈接（例如服務器進程也許沒有啓動），這稱爲硬錯（hard error），客戶一接收到RST，立刻就返回錯誤ECONNREFUSED.

TCP爲監聽套接口維護兩個隊列。兩個隊列之和不超過listen函數第二個參數backlog。

當一個客戶SYN到達時，若兩個隊列都是滿的，TCP就忽略此分節，且不發送RST.這個由於：這種狀況是暫時的，客戶TCP將重發SYN，指望不久就能 在隊列中找到空閒條目。要是TCP服務器發送了一個RST，客戶connect函數將當即發送一個錯誤，強制應用進程處理這種狀況，而不是讓TCP正常的 重傳機制來處理。還有，客戶區別不了這兩種狀況：做爲SYN的響應，意爲「此端口上沒有服務器」的RST和意爲「有服務器在此端口上但其隊列滿」的 RST.
Posix.1g容許如下兩種處理方法：忽略新的SYN，或爲此SYN響應一個RST.歷史上，全部源自Berkeley的實現都是忽略新的SYN。  

2．若是殺掉服務器端處理客戶端的子進程，進程退出後，關閉它打開的全部文件描述符，此時，當服務器TCP接收到來自此客戶端的數據時，因爲先前打開的那個套接字接口的進程已終止，因此以RST響應。

常常遇到的問題：
若是不判斷read , write函數的返回值，就不知道服務器是否響應了RST, 此時客戶端若是向接收了RST的套接口進行寫操做時，內核給該進程發一個SIGPIPE信號。此信號的缺省行爲就是終止進程，因此，進程必須捕獲它以避免不情願地被終止。

進程不管是捕獲了該信號並從其信號處理程序返回，仍是不理會該信號，寫操做都返回EPIPE錯誤。

3． 服務器主機崩潰後重啓
若是服務器主機與客戶端創建鏈接後崩潰，若是此時，客戶端向服務器發送數據，而服務器已經崩潰不能響應客戶端ACK，客戶TCP將持續重傳數據分節，試圖從服務器上接收一個ACK，若是服務器一直崩潰客戶端會發現服務器已經崩潰或目的地不可達，但可能須要比較長的時間； 若是服務器在客戶端發現崩潰前重啓，服務器的TCP丟失了崩潰前的全部鏈接信息，因此服務器TCP對接收的客戶數據分節以RST響應。

2、關於socket的recv：

對於TCP non-blocking socket, recv返回值== -1，可是errno == EAGAIN, 此時表示在執行recv時相應的socket buffer中沒有數據，應該繼續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].】

對於UDP recv 應該一直讀取直到recv（）==-1 && errno==EAGAIN，表示buffer中數據包被所有讀取。

接收數據時常遇到Resource temporarily unavailable的提示，errno代碼爲11(EAGAIN)。這代表你在非阻塞模式下調用了阻塞操做，在該操做沒有完成就返回這個錯誤，這個錯誤不會破壞socket的同步，不用管它，下次循環接着recv就能夠。對非阻塞socket而言，EAGAIN不是一種錯誤。在VxWorks和 Windows上，EAGAIN的名字叫作EWOULDBLOCK。其實這算不上錯誤，只是一種異常而已。

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; } }

外記：
accetp()是慢系統調用，在信號產生時會中斷其調用並將errno變量設置爲EINTR，此時應從新調用accept()。
因此使用時應這樣：

while(1) { if ( (connfd = accept(....)) == -1 ) { if (errno == EINTR) continue; perror("accept()"); exit(1); } /* do sth with "connfd" */ }

signal 與 sigaction 區別：
signal函數每次設置具體的信號處理函數(非SIG_IGN)只能生效一次,每次在進程響應處理信號時，隨即將信號處理函數恢復爲默認處理方式.因此若是想屢次相同方式處理某個信號,一般的作法是,在響應函數開始,再次調用signal設置。

int sig_int(); //My signal handler

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

int sig_int()
{

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

這種代碼段的一個問題是：在信號發生以後到信號處理程序中調用s i g n a l函數之間有一個
時間窗口。在此段時間中，可能發生另外一次中斷信號。第二個信號會形成執行默認動做，而對
中斷信號則是終止該進程。這種類型的程序段在大多數狀況下會正常工做，使得咱們認爲它們
正確，而實際上卻並非如此。
另外一個問題是：在進程不但願某種信號發生時，它不能關閉該信號

sigaction:
1.在信號處理程序被調用時，系統創建的新信號屏蔽字會自動包括正被遞送的信號。所以保證了在處理一個
給定的信號時，若是這種信號再次發生，那麼它會被阻塞到對前一個信號的處理結束爲止
2.響應函數設置後就一直有效,不會重置
3.對除S I G A L R M之外的全部信號都企圖設置S A _ R E S TA RT標誌，因而被這些信號中斷
的系統調用(read,write)都能自動再起動。不但願再起動由S I G A L R M信號中斷的系統調用的緣由是但願對I / O操做能夠設置時間限制。

因此但願能用相同方式處理信號的屢次出現,最好用sigaction.信號只出現並處理一次,能夠用signal