connect函数导致当前client套接字从CLOSED(初始状态)转移到SYN_SENT状态，若成功则再转移到ESTIBLISHED状态，若失败，则回到CLOSED状态。
当client发送SYN分节，server接收成功并返回SYN分节之后，server套接字将从LISTEN状态转移到SYN_RCVD状态，server发送SYN分节之后，client返回ACK到server，Server套接字状态从SYN_RCVD状态转变为ESTIBLISHED状态。
注意：若connect失败，必须调用close函数将当前socket关闭，不可再次调用connect函数。若需重试，则关闭后重新创建socket进行connect操作
listen函数把一个未连接的套接字转换成一个被动套接字，调用listen导致套接字从CLOSED状态转变为LISTENED状态
特别注意当出现一下错误码时，处理之后一定要将errno复位为0
在网络编程的过程中会出现一些错误码，下面总结:
EAGAIN(11) : Resource temporarily unavailable
ECONNRESET(104)：Connection reset by peer
EALREADY (114)：Operation already in progress
EINPROGRESS(115)：Operation in progress
网络应用需要处理的问题无非两类,网络I/O和数据计算问题。
在处理计算密集型任务的时候,期间会有一些网络IO操作(如写数据库的操作，非本机)，此时若使用同步IO,则会造成大量的IO等待，造成CPU使用率较低。所以此时考虑其他IO模型如异步模型。
Unix下网络I/O模型包括五类:
其中多路复用I/O机制是通过select,poll以及epoll进行监视。这里暂时只介绍多路复用IO,若想了解其他IO模型,参考《Unix网络编程》第六章
网络I/O的本质是socket的读取,socket在linux系统中被抽象为流,所以I/O操作可以理解为对流的操作。这个操作包括两个阶段:
由于非阻塞调用的过程中，轮训占据了大部分的过程，所以轮训会占据大量的CPU时间。如果轮训不是进程的用户态，而是有人帮忙就好了。多路复用正好处理这样的问题。
多路复用的过程：多路复用有两个特别的系统调用select和poll。select调用是内核级别的，select轮训相对于非阻塞的轮训区别在于：前者可以等待多个socket，当其中一个socket数据准备好了，就能返回进行可读，然后进程再进行recvform系统调用，将数据由内核拷贝到进程中，拷贝的过程是阻塞的。
多路复用有两种阻塞，select或poll调用之后，会阻塞进程，与第一种阻塞不同在于，此时的select不是等到socket数据全部到达再处理, 而是有了一部分数据就会调用用户进程来处理。如何知道有一部分数据到达了呢？监视的事情交给了内核，内核负责数据到达的处理。也可以理解为”非阻塞”吧。
类比钓鱼过程:在钓鱼的时候,我们雇了一个帮手，他可以同时抛下多个鱼竿，任何一个鱼竿的鱼一上钩，他就会拉杆。他只负责帮我们钓鱼，并不处理，所以我们在一旁等着，等他收杆之后，我们再进行处理。
多路复用既然可以处理多个IO,也就带来了新的问题：多个IO的顺序不能保证
多路复用的特点多路复用通过一种机制一个进程能同时等待多个IO文件描述符，内核监视这些文件描述符（socket描述符），其中任意一个进入读就绪状态时，select,poll.epoll函数就可以返回。对于监视的方式，有可以分为select,poll,和epoll三种方式。
### 函数原型
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该函数允许进程指示内核等待多个事件中的其中一个发生，并只在有一个或多个事件发生或者经历了一段时间之后才唤醒它。
其中等待的事件类型包括三种:指定集合中的描述符处于可读状态,执行集合中的描述符处于可写状态,指定集合中的描述符有异常未处理。
描述符就绪的条件如下:
当描述符满足下列四个条件中的其中一个,表示该描述符已经准备好读
当描述符满足下列四个条件中的其中一个,表示该描述符已经准备好写
若存在满足条件的描述符时，内核会将满足条件的描述符置位，并将其他描述符清0.这时，我们可以通过FD_ISSET来判断当前描述符是否满足条件.
如:
假设set为8位表示，起始为0000 0000。此时将{1,2,5}设置到读文件描述符集合中,即:123FD_SET(1, &readset);FD_SET(2, &readset);FD_SET(3, &readset);
置位以后set的位为:0000 0111
当调用select函数，并文件描述符2准备就绪时,此时select函数返回大于0的值，set的值变为:0000 0010。此时使用FD_ISSET可以检测到文件描述符2已经就绪。
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select底层实现的大致原理是,通过轮训文件描述符集中的文件描述符，检查描述符是否达到条件，若达到符合的相关条件则返回，否则轮训，但是当轮训的机制虽然是死循环，但是不是一直轮训，当内核轮训一遍文件描述符之后，会调用schedule_timeout函数挂起，等待fd设备或定时器来唤醒自己，然后再继续循环体看看哪些fd可用，以此提高效率。
若要了解详细的select实现原理参考如下博客:
http://janfan.cn/chinese/2015/01/05/select-poll-impl-inside-the-kernel.html
http://zhangyafeikimi.iteye.com/blog/248815
select和poll为水平触发,epoll即支持水平触发也支持边缘触发。
缺点:
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poll的函数功能与select功能基本类似。但是poll函数可监听的文件描述符的个数基本没有限制，poll管理多个文件描述符的方式与select一致,都是轮训，并且都是讲文件描述符数组从用户空间复制到内核空间。
events的合法事件:12345678POLLIN --- 有数据可读(普通或优先级带数据)等价于POLLRDNORM||POLLRDBANDPOLLRDNORM --- 有普通数据可读POLLRDBAND --- 有优先级带数据可读POLLPRI --- 有高优先级数据可读POLLOUT --- 有数据可写(普通数据)等价于POLLWRNORMPOLLWRNORM --- 有普通数据可写POLLWRBBAND --- 有优先级带数据可写
初此之外,revents返回的事件还有:123POLLER --- 发生错误POLLHUP --- 发生挂起POLLNVAL --- 指定的描述符非法，没有打开
POLLIN | POLLPRI等价于select的读事件
POLLOUT | POLLWRBBAND 等价于select的写事件
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优点：
缺点:
epoll相关数据结构:1234567891011121314//epoll_data保存触发事件相关的数据。(数据类型与具体使用方式有关)typedef union epoll_data{ void* ptr; int fd; _uint32_t u32; _uint64_t u64;} epoll_data_t;//保存感兴趣的事件和被触发的事件struct epoll_event{ _uint32_t events; epoll_data_t data;};
其中events是一个美剧类型的集合,我们可以使用”|”来增加感兴趣的事件。枚举类型的值包括下面:
epoll相关的函数有三个。
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epoll的默认工作模式是水平触发(LT)。NGINX使用的epoll的ET工作模式
水平触发（level_triggered）:当被监控的文件描述符上有可读可写事件的时,epoll_wait()会通知处理程序去读写。如果程序没有一次性把缓冲区的数据读完或者写完,那么下次调用epoll_wait的时候，他还会通知你该文件描述符仍可读写,如果你一直不去读写,它会一直通知你。如果系统中有大量你不需要读写的文件描述符,而他们每次都返回,这样会大大降低处理程序检索自己关心的就绪文件描述符的效率。
边缘触发(edge-triggered):当被监控的文件描述符上有读写事件发生时，epoll_wait会通知处理程序去读写，如果数据没有一次性读写完,那么下次你再调用epoll_wait的时候,它不会通知你，只有等到下一次发生读写事件的时候,它才会通知你。这种模式比水平触发的效率高，系统不会充斥大量你不关心的文件描述符。
注意:epoll工作在ET模式的时候,必须使用非阻塞的套接字,以避免由于一个文件句柄的阻塞读/阻塞写把多个文件描述符的任务饿死。最好以下面两种方式调用epoll接口
epoll的使用方法上面已经有详细的描述，借口也简单易用。首先我们通过epoll_create创建一个epoll文件描述符，然后在epoll文件描述符上注册需要监听的事件，最后使用epoll_wait等待准备就绪的文件描述符。然而在每一步的过程中，内核都做了哪些操作？底层的实现方式是怎么样的？
内核使用了slab机制，为epoll提供了高效快速的数据结构。在内核中,epoll向内核注册了一个文件系统，用于存储被监控的文件描述符的信息。epoll在被内核初始化的时候（操作系统启动），同时会开辟出epoll自己的告诉cache区，用于安置我们需要监控的fd信息,这些fd信息会以红黑树的结构保存在内核cache中，以支持快速的查找,插入删除操作。这个内核高速cache区，就是建立连续的物理内存页，然后在之上建立slab层，简单的说，就是物理上分配好你想要的size的内存对象，每次使用时都是使用空闲的已分配好的对象。
epoll fd在内核中对应的数据够如下:123456789struct eventpoll { spin_lock_t lock; //对本数据结构的访问 struct mutex mtx; //防止使用时被删除 wait_queue_head_t wq; //sys_epoll_wait() 使用的等待队列 wait_queue_head_t poll_wait; //file->poll()使用的等待队列 struct list_head rdllist; //事件满足条件的链表 struct rb_root rbr; //用于管理所有fd的红黑树（树根） struct epitem *ovflist; //将事件到达的fd进行链接起来发送至用户空间}
当向系统中添加一个fd时，就创建一个epitem结构体，这是内核管理epoll的基本数据结构：
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如此，一颗红黑树，一张准备就绪fd链表，少量的内核cache，就帮我们解决了大并发下的fd（socket）处理问题。
如果需要了解更详细的epoll底层实现，参考一下链接:
http://www.cnblogs.com/apprentice89/p/3234677.html
我们常用ioctlsocket的FIONBIO模式对socket进行设置是否启用异步。1int ioctlsocket(int sockfd, long cmd, unsigned long* args);
ioctlsocket函数的作用是获取与套接字sockfd相关的操作参数，可用于任何状态的任一套接字，与具体的协议无关.
TCP客户端与服务器之间交互过程在程序实现上的体现如下图所示,注意思考这个过程中TCP状态的变化(参考TCP状态转换图)：
服务器首先调用socket函数创建socket，通过bind函数将socket与主机地址及端口绑定，然后调用listen函数对主机端口进行监听，然后调用accept函数接收客户端发来的请求，若没有客户端请求，服务端将阻塞在此。客户端建立socket，然后调用connect函数与服务器三次握手建立连接，发送请求给服务器，服务器接收到请求之后对其进行处理并将处理结果返回给客户端，这个过程一直持续下去，一直到客户端与服务器断开连接，服务器接下来将关闭连接或继续等待下一个客户端的连接。
为了执行网络IO,无论是客户端还是服务器，一个进程首先要做的事情就是调用socket函数创建一个socket，并指定socket的协议族，类型以及协议。
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一般情况下，我们在使用socket函数的时候，可以只指定前两个参数，将第三个参数设为0，这个时候socket会将protocol设置为默认值，如当family=AF_INET,type=SOCK_STREAM时，这个时候默认的协议为IPv4 TCP协议。但是，注意有些组合是不可用的，组合如下：
| AF_TNET | AF_INET6 | AF_LOCAL | AF_ROUTE | AF_KEY | |
|---|---|---|---|---|---|
| SOCK_STREAM | TCP/SCTP | TCP/SCTP | 是 | ||
| SOCK_DGRAM | UDP | UDP | 是 | ||
| SOCK_SEQPACKET | SCTP | SCTP | 是 | ||
| SOCK_RAW | IPv4 | IPv6 | 是 | 是 |
socket函数与open函数类似，若成功，返回一个较小的非负整数,称为套接字描述符，若失败返回-1;
TCP客户端通过connect函数来与服务器建立连接,注意客户在调用connect函数之前不必调用bind函数将sockfd与本机的IP端口绑定，因为如果需要的话，内核会确定源IP地址，并选择一个可用的临时端口作为端口号。
客户端调用connect函数的时候会激发三次握手连接建立。而且只在连接建立成功或失败时返回，否则会一直阻塞在connect函数处。
connect函数出错的情况包括以下几种：
从TCP状态图可以看出，connect函数可以使得socket状态从closed转移到SYN_SENT状态,若成功，转换到ESTABLISHED状态。若套接字失败不可用，必须关闭。然后重新调用socket函数。
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连接失败，返回-1，并将错误码写入errno中;
若连接成功，则返回0.
在建立socket之后，我们通常会将socket与一个套接字绑定，即将一个协议地址赋予给socket，bind函数的作用就是将socket与socket地址绑定。socket协议地址是32位的IPv4地址或128位的IPv6和16位的TCP或UDP端口的组合。
一般情况下，客户端一般不调用bind函数进行绑定socket地址(可调用),当其调用connect函数的时候，内核会获取主机的IP作为源IP，并选择一个可用的端口作为源端口，当然，客户端可以调用bind为socket指定源端口和IP；服务端一般要调用bind端口，为socket指定监听的端口和IP，因为一般情况下服务器是对外提供服务的，如http的80端口,https的443端口等等。
注意：socket绑定的端口必须是进程所在主机上的网络接口之一，不能是其他主机的IP，否则会出现“Cannot assign requested address”,也不能绑定已经在使用的端口。
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bind函数可以只绑定IP，只绑定端口，也可以两者都绑定，也可以两者都不绑定，具体的制定规则如下：
| IP地址 | 端口 | 说明 |
|---|---|---|
| 统配地址(INAAR_ANY) | 0 | 内核选择IP地址和端口 |
| 统配地址(INADDR_ANY) | 非0 | 内核选择IP地址，进程指定地址 |
| 本地IP地址 | 0 | 进程指定IP,内核选择端口 |
| 本地IP地址 | 0 | 进程指定IP和端口 |
一般情况下，INADDR_ANY的值为0,将其转化为s_addr的时候使用htonl函数(将主机字节序转化为网络字节序)，若是IPv6则不能使用htonl，因为IPv6的地址是一个128位的地址。需要使用另一种方式，具体参考《Unix网络编程卷一第三版》83页。
若设置为内核选定端口，则必须调用getsockname函数获取系统选定的端口。
从bind函数返回的一个常见的错误是:EADDRINUSE : address already in use;
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listen函数仅由TCP服务器调用,一般在调用socket和bind函数之后调用 .当进程调用socket函数创建套接字之后，这个套接字被默认假设为主动套接字，(主动套接字的意思是将会调用connect去和TCP服务器建立连接)。listen函数主要有以下两个作用：
内核为任何一个给定的监听套接字维护两个队列:
- 未完成连接队列 ：当服务器收到客户端发来的请求之后，数据还没有处理完，此时会进入SYN_RECV状态，这个时候将进入未完成连接队列，也叫SYN队列
- 已完成连接队列:服务器与客户端之间建立连接之后，进入ESTABLISHED状态，此时进入已完成连接队列，也叫accept队列。
accept函数的作用是从已经完成连接的队列头返回下一个已经完成的连接，如果已完成的连接为空，则进程进入睡眠状态(阻塞)。
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若出错返回-1;如果accept成功，返回一个新的socket描述符。其代表与所返回的客户端之间的TCP连接，它是一个连接套接字,之后服务端接收和发送数据都将使用这个描述符进行操作.
在accept的时候,我们常会遇到Invalid argument的错误，出现这个错误的原因有很多，主要是在accept之前的准备工作出了问题。
以上三步有一步出问题或者漏掉一步都有可能出现Invalid argument错误。
我们知道，关闭文件描述符我可使用close函数，同样的close函数也能用来关闭socket文件描述符。12int close(int sockfd);
通常情况下,close一个TCP套接字只是将该socket描述符标记为不可用，这个时候其将不能作为read和write的第一个参数进行数据的发送和接收,然而TCP尝试发送已经排队等待的所有需要发送到对端的数据，发送完毕之后将执行正常的TCP连接终止流程关闭TCP连接.
在各种计算机体系中，对于字节，字等的存储机制有所不同，但是在网络通信过程中，如果双方交流的信息存储结构不一致，则会导致通信失败的结果。当前计算机中通常采用的字节存储机制主要有两种:大端规则与小端规则。网络通信的过程中的存储机制统一为大端规则。
参考：http://www.cppblog.com/tx7do/archive/2015/12/14/71276.html
大多数的套接字函数都使用到了套接字地址，它们以套接字地址的指针作为参数。每个协议族都定义了自己的套接字地址结构，这些套接字地址结构均以sockaddr_开头，以协议族唯一的后缀结尾。
IPv4的套接字以sockaddr_in命名，其具体定义如下：1234567891011121314struct in_addr { in_addr_t s_addr;};struct sockaddr_in { uint8 sin_len; //套接字的长度,sizeof(struct sockaddr_in) sa_family_t sin_family; //协议族 in_port_t sin_port; //套接字端口 struct in_addr sin_addr; //套接字地址 char sin_zero[8]; //保留位}
注意：套接字地址结构仅在本机上使用，虽然结构中的某些字段用在不同主机之间的通信，但是结构体本身不在主机之间传递。
网络通信过程中有不同的协议族，通常我们在socket地址的sin_family中指出当前通信使用的协议族，不同协议族对应不同的参数，其对应参数如下所示：
| sin_family | 协议说明 |
|---|---|
| AF_INET | IPv4协议 |
| AF_INET6 | IPv6协议 |
| AF_LOCAL | Unix域协议 |
| AF_ROUTE | 路由套接字协议 |
| AF_KEY | 密钥套接字 |
套接字函数以套接字地址结构指针作为参数的过程中，由于在C中没有继承的机制，这个时候向套接字函数传递参数的时候，由于不同协议的套接字地址不同，会出现问题。这个时候有一种解决办法就是传递void*指针给socket函数，但是void空指针的出现在socket函数之后，所以这个方案不可行。这个时候的解决方案是 定义一个通用的套接字函数，socket函数的参数为通用套接字地址的指针，传递参数的时候我们将特定的套接字指针强制转换为通用套接字地址指针。 如bind函数的函数原型为:1int bind(int, struct sockaddr*, socklen_t);
通用套接字地址的定义如下：
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Ubuntu16.04中sockaddr_in的定义在/usr/include/netinet/in.h，注意其不支持sin_len字段，为了保持与通用套接字字符串兼容，其保留字符串的长度直接用通用套接字的大小减去其他字段。
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最常用的传输层协议包括TCP和UDP两种，当然除此之外还有其他协议。UDP是一种既不面向连接有不可靠的传输层协议，而TCP是一种面向连接的可靠的传输层协议，为了达到这个目的，其在设计上使用了差错检测，重传，累计确认，定时器以及用于序号和确认好的字段等等。
TCP协议有以下特点：
TCP报文段是由首部字段和一个数据字段组成的，数据字段中包含应用程序需要发送的数据。通常报文段中通过MSS(max segment size)来限制报文段数据字段的最大长度。报文段的结构如下：
说明：
TCP连接的过程可以简单描述为以下几个过程：
经过上述三个步骤之后，TCP连接建立成功。客户端进入连接建立状态(ESTABLISHED)。然后就可以相互发送数据了。
为什么要经过三次握手？
三次握手的目的是为了防止失效的报文段突然传送到服务端而出现问题。
上述已经失效的报文段是指：如果客户端在发送第一次连接请求的过程中，由于网络原因导致此报文段在某个网络节点滞留较长时间，这个时候TCP传输协议会视为此报文段已经丢失，于是重传。若此滞留的报文段在连接断开之后才到达服务器，这个时候就会出现问题。
若不是使用三次握手，服务器收到失效的报文段之后会建立连接，故之后无法释放TCP资源。导致资源浪费以致于长期会使服务器宕机。
由于TCP连接是全双工的，因此每个方向都必须单独的关闭，也就是发送方和接收方都需要FIN和ACK。客户端和服务器都可以首先主动发送连接终止的报文。当其中一方发送完数据之后即可向另一方发出连接断开的请求。当收到FIN意味着这一方向上没有数据流动，但是一方收到FIN之后仍然可以发送数据。四次挥手的具体过程如下：
一段时间(大约4分钟)之后等待状态结束，连接两端进入CLOSED状态。
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