1.linux下TCP在FIN_WAIT1状态能持续多久及TCP假连接问题
2.魔法大锅炉结论：自由软件变革之后
3.Netty源码-一分钟掌握4种tcp粘包解决方案
4.从Linux源码看TIME_WAIT状态的论论带p论论带持续时间
5.零基础5分钟开发一个简单的ModBus TCP主站上位机（附源码）
6.一文从linux源码看socket的close基本概括
linux下TCP在FIN_WAIT1状态能持续多久及TCP假连接问题
本文探讨了TCP在FIN_WAIT1状态的持续时间以及TCP所谓的“假连接”或“死连接”问题。首先，文结文结我们从状态机的源码源码角度来分析。
我们关注的论论带p论论带是从ESTABLISHED状态转换到FIN_WAIT1状态的过程。这个过程简洁明了，文结文结涉及到状态转换的源码源码8的源码基本逻辑。通过观察状态机转换图以及相应的论论带p论论带时序图，我们可以明确得出在正常情况下，文结文结FIN_WAIT1状态的源码源码持续时间大约为一个RTT（往返时间）左右。这个时间非常短暂，论论带p论论带几乎在眨眼间即逝。文结文结
然而，源码源码这个结论基于两个假设。论论带p论论带接下来，文结文结本文通过设计实验来探讨在异常情况下的源码源码实际表现。实验构建了一个拓扑，模拟了在接收端TCP针对FIN发送的ACK丢失的场景。按照理论预期，FIN_WAIT1状态应永久持续。但实验结果显示，即使在接收端进程退出销毁的条件下，FIN_WAIT1状态最终消失。
这一现象的解释涉及到Linux内核协议栈中的一个关键参数：`tcp_orphan_retries`。这个参数规定了在收不到针对FIN的ACK时，TCP应等待的超时轮数。超过这个轮数后，连接将被销毁。访问加密源码因此，即使接收端进程已退出，TCP连接状态仍能得到清理。
实验表明，虽然TCP理论上不应因对端的异常行为而永久维持连接，但实际上，为防止资源泄漏，TCP实现必须处理异常情况。`tcp_orphan_retries`参数确保了即使在接收端不可用的情况下，连接也能在合理时间内得到释放。
通过上述实验，我们得出了关于FIN_WAIT1状态持续时间的结论。接下来，文章转向讨论更复杂的问题，即在接收端进程未完全退出的情况下，数据传输为何能够继续进行。这涉及到TCP状态机在缓存层面上的特性，以及数据如何在进程已退出的情况下继续发送。
实验显示，尽管接收端进程已退出，但由于发送端已发送的大量数据仍存在于缓冲区，数据传输并未立即停止。在发送端进程退出后，即使接收端进程不存在，TCP状态机仍会将FIN包排队到发送缓冲区，使得连接进入FIN_WAIT1状态，源码市场诚信直到缓冲区中的所有数据发送完毕。这表明，即使接收端进程已完全退出，数据传输仍能继续一段时间。
最后，文章探讨了如何应对这种“假连接”或“死连接”问题。这涉及到在正常情况下引入的Keepalive机制，用于检测连接的活跃性并避免状态机的僵化。尽管Keepalive机制有助于解决假连接问题，但在特定情况下，如用户态未设置Keepalive，连接仍可能成为死连接。文章强调了理解TCP状态机及其实现的必要性，并指出在排查和确认逻辑时，源码并不是唯一的参考，关键在于理解协议标准和其背后的实现建议。
魔法大锅炉结论：自由软件变革之后
在向自由软件形式过渡完成之后，整个软件产业将会呈现出何等面貌？为解答这个问题，需对软件进行分类，以此揭示其开放性及其与服务市场化程度的关联。此分类概念与日常三个术语相对应：应用程序（服务基本未商品化，缺乏开放技术标准）、构件（服务高度商品化，技术标准极强）、中间件（部分商品化服务，技术标准存在但不完善）。mv音乐源码以年的例子，字处理软件代表应用程序，TCP/IP协议包代表构件，数据库引擎代表中间件。 变革的核心动力主要来自软件产品的用户。高质量软件将被创造并长期使用，而非由少数人封闭在密室。用Ceridwen的魔锅比喻变革不够贴切，因为魔锅产出的食品如果不被享用，很快就会腐烂。而自由软件世界中的软件则像取之不尽的宝藏。在自由软件中，无论你是提供商业服务，还是致力于贡献，都将享有最自由的自由。自由软件世界向所有人提供了不断积累、取之不竭的宝贵财富。扩展资料
该书分析了开放源代码现象不断发展的经济基础。给出了九种开放源代码开发的可发展模型，其中两种是不盈利的，七种是盈利的。发展了一种定性的理论，说明什么时候封闭代码在经济上是合理的。考察了当市场上发明的几种新颖的开放源代码开发的盈利方法学最后做出了结论，试着对将来做了一些预测。Netty源码-一分钟掌握4种tcp粘包解决方案
TCP报文的沙盘模拟源码传输过程涉及内核中recv缓冲区和send缓冲区。发送端，数据先至send缓冲区，经Nagle算法判断是否立即发送。接收端，数据先入recv缓冲区，再由内核拷贝至用户空间。
粘包现象源于无明确边界。解决此问题的关键在于界定报文的分界。Netty提供了四种方案来应对TCP粘包问题。
Netty粘包解决方案基于容器存储报文，待所有报文收集后进行拆包处理。容器与拆包处理分别在ByteToMessageDecoder类的cumulation与decode抽象方法中实现。
FixedLengthFrameDecoder是通过设置固定长度参数来识别报文，非报文长度，避免误判。
LineBasedFrameDecoder以换行符作为分界符，确保准确分割报文，避免将多个报文合并。
LengthFieldPrepender通过设置长度字段长度，实现简单编码，为后续解码提供依据。
LengthFieldBasedFrameDecoder则是一种万能解码器，能够解密任意格式的编码，灵活性高。
实现过程中涉及的参数包括：长度字段的起始位置offset、长度字段占的字节数lengthFieldLength、长度的调整lengthAdjustment以及解码后需跳过的字节数initialBytesToStrip。
在实际应用中，为自定义协议，需在服务器与客户端分别实现编码与解码逻辑。服务器端负责发送经过编码的协议数据，客户端则接收并解码，以还原协议信息。
从Linux源码看TIME_WAIT状态的持续时间
对于Linux系统中TIME_WAIT状态的Socket，长久以来，人们普遍认为其持续时间大约是秒。然而，在实际线上环境中，Socket的TIME_WAIT状态有时会超过秒。这个问题源于一个复杂Bug的分析，促使我深入Linux源码进行探究。
首先，了解下我们的Linux环境配置，特别是tcp_tw_recycle参数，这对TIME_WAIT状态的处理至关重要。我们设定了tcp_tw_recycle为0，以避免NAT环境下的特定问题。
接下来，让我们通过TCP状态转移图来理解TIME_WAIT状态。理论上，它会保持2MSL（Maximum Segment Lifetime，即最长报文段寿命）的时间。但具体时长并未在图中明确指出。在源码中，我发现了一个关键的宏定义TCP_TIMEWAIT_LEN，它定义了秒的销毁时间。
尽管之前我坚信秒的TIME_WAIT状态会被系统回收，但实际遇到的秒案例促使我重新审视内核对TIME_WAIT状态的处理。这个疑问将通过后续的博客分享答案。
深入源码，我们找到了TIME_WAIT定时器，它负责销毁过期的Socket。当Socket进入TIME_WAIT状态时，会触发特定的函数处理，如在不启用tcp_tw_recycle时，处理函数会直接调用inet_twsk_schedule。
内核通过时间轮机制管理TIME_WAIT状态，每个slot处理大约7.5秒的Socket。如果所有slot都被TIME_WAIT状态占用，可能会导致处理滞后。如果一个slot中的TIME_WAIT数量超过个，剩余的任务将交给work_queue处理，这会导致处理时间延长。
通过模拟，我们发现即使在slot处理完成后，整个周期可能已经过去了.5秒，这在NAT环境下可能导致问题。PAWS（Protection Against Wrapped Sequences）的保护机制可能会延长TIME_WAIT状态，使得Socket在特定情况下可以复用。
总的来说，对TIME_WAIT状态的深入理解需要避免刻板印象，因为实际情况可能因为复杂的机制而超出预想。在解决问题时，必须质疑既有的观点，这虽然艰难，但也是学习和成长的过程。
零基础5分钟开发一个简单的ModBus TCP主站上位机（附源码）
在工业控制和现场数据采集领域，Modbus协议因其广泛的应用而备受青睐。本文将指导你在Visual Studio 环境下，使用C#和Winform框架，从零开始，仅用5分钟，开发一个简单的Modbus TCP主站上位机。首先，你需要下载并安装Visual Studio社区版，确保选择".NET桌面开发"等必要组件。
安装完成后，新建一个Windows窗体应用项目，命名为"ModbusMaster"。接下来，安装Easy ModbusTcp库，它是基于.NET Framework的Modbus通信库，支持多种协议和编程语言，便于设备通信和数据采集。
在代码编写部分，你需要设计界面，然后引入EasyModbus库，编写关键功能如连接设备、读写Modbus报文的函数。例如，`btn_connect_Click`方法用于连接设备，`SlaveCoilWrite`方法则负责单个或多个输出寄存器的写入操作。通过点击按钮，你可以控制设备的布尔状态。
一文从linux源码看socket的close基本概括
理解TCP关闭过程的关键在于四次挥手，这个过程是主动关闭、被动关闭和同时关闭的统一体现。在主动关闭close(fd)的过程中，通过C语言中的close(int fd)函数调用系统调用sys_close，进而执行filp_close方法。随后，fput函数处理多进程中的socket引用问题，确保父进程也正确关闭socket。在f_op->release的实现中，我们关注socket与file的关系以及close(fd)调用链。随着状态机的变迁，TCP从FIN_WAIT1变迁至FIN_WAIT2，设置一个TCP_FIN_WAIT2定时器，防止由于对端未回应导致的长时间等待。FIN_WAIT2状态等待对端的FIN，完成最后两次挥手。接收对端FIN后，状态变化至time_wait，原socket资源被回收，并在时间等待超时后从系统中清除。在被动关闭中，接收FIN进入close_wait状态，应用关闭连接时改变状态为last_ack，并发送本端的FIN。被动关闭的后两次挥手后，连接关闭。出现大量close_wait通常与应用检测到对端FIN时未及时关闭有关，解决方法包括调整连接池的参数或加入心跳检测。操作系统通过包活定时器在超时后强制关闭连接。进程退出时会关闭所有文件描述符，再次触发filp_close函数。在Java中，通过重写finalize方法，GC会在释放内存时关闭未被引用的socket，但不可完全依赖GC来管理socket资源，以避免潜在的内存泄露问题。总结，深入理解TCP关闭过程有助于优化网络应用程序的性能和稳定性，同时阅读Linux内核源代码需要耐心和系统性的方法。