Go程序启动即崩溃？Golang单台服务器并发量受限的8种syscall级报错诊断手册

第一章：Go程序启动即崩溃的底层诱因全景图

Go程序在main()函数执行前就崩溃，往往令人措手不及——此时调试器尚未接管、日志尚未初始化，表象上仅剩一条模糊的SIGSEGV、SIGABRT或exit status 2。其根源深植于运行时初始化阶段，横跨编译、链接、加载与运行四个层面。

运行时强制校验失败

Go链接器在生成二进制时嵌入了严格的符号与段约束。若使用-ldflags="-s -w"剥离调试信息后又动态链接了含.init_array节的C共享库，可能导致runtime.init()调用链断裂。验证方法：

# 检查二进制是否含非法重定位或缺失符号
readelf -d ./myapp | grep -E "(NEEDED|INIT_ARRAY)"
nm -D ./myapp | grep -E "(runtime\.init|__libc_start_main)"

全局变量初始化死锁

当多个包的init()函数相互依赖且涉及同步原语时，会在runtime.main()启动前触发死锁。典型场景：

包A定义var mu sync.RWMutex并init()中调用mu.Lock()
包B的init()调用包A的导出函数，而该函数内部需mu.RLock()
此时Go调度器尚未启动，g0 goroutine无法让出，直接panic：fatal error: all goroutines are asleep - deadlock!

CGO交叉初始化冲突

启用CGO_ENABLED=1时，C标准库初始化（如__libc_start_main）与Go运行时内存管理器（mallocgc）存在竞态窗口。常见诱因包括：

在import "C"前定义含unsafe.Pointer字段的全局结构体
C代码中提前调用malloc()分配内存，而Go堆尚未完成mheap_.init()

风险类型	触发时机	典型错误码
静态链接符号缺失	`ld`链接阶段	`undefined reference to 'runtime·gcWriteBarrier'`
init循环依赖	`runtime.doInit()`	`initialization cycle`
内存布局越界	`runtime.mheap.init()`	`unexpected fault address`

硬件与内核兼容性断层

在ARM64平台启用-buildmode=pie时，若内核CONFIG_ARM64_UAO未启用，runtime.sysAlloc会因用户访问权限异常（UAO）失效而触发SIGBUS。复现命令：

# 检查内核配置（需root）
zcat /proc/config.gz | grep CONFIG_ARM64_UAO
# 临时规避：编译时禁用PIE
go build -buildmode=default -ldflags="-pie=false" .

第二章：文件描述符耗尽类syscall错误深度诊断

2.1 理论剖析：Linux进程fd_limit机制与Go runtime.FDSet映射关系

Linux内核通过rlimit(RLIMIT_NOFILE)限制进程可打开文件描述符总数，该值同时约束/proc/[pid]/limits与syscalls行为。Go runtime在启动时调用runtime.getrlimit捕获该限制，并据此初始化runtime.fd_mutex保护的全局FDSet结构。

数据同步机制

Go通过runtime.pollCache与runtime.netpoll协同管理fd生命周期，避免直接暴露内核fd_array细节：

// src/runtime/netpoll.go
func netpollinit() {
    // 初始化epoll/kqueue实例，fd上限取自rlimit
    var limit uint64
    getrlimit(_RLIMIT_NOFILE, &limit) // ← 获取硬限制
    pollCache = newPollCache(uint32(limit))
}

getrlimit返回软限制（rlim_cur），pollCache据此预分配fdtable槽位；若运行时动态扩容（如ulimit -n 65536后fork新goroutine），需触发runtime.fdcache.grow()重分配。

映射关键差异

维度	Linux fd_table	Go runtime.FDSet
索引基址	0-based（内核态）	0-based（用户态封装）
超限行为	`EMFILE`错误	panic(“too many open files”)
并发安全	内核锁保护	`fd_mutex` + atomic操作

graph TD
    A[Linux rlimit] --> B[Go runtime.init]
    B --> C[getrlimit → soft limit]
    C --> D[pollCache初始化]
    D --> E[netpolladd使用FDSet索引]

2.2 实践验证：通过/proc/PID/limits与strace -e trace=dup,dup2,openat交叉定位fd泄漏点

当进程 fd 数持续逼近 /proc/PID/limits 中 Max open files 限制时，需协同验证：

关键观测命令

# 查看当前进程fd上限与已用数量
cat /proc/1234/limits | grep "Max open files"
# 输出示例：Max open files 1024 4096 files
ls -l /proc/1234/fd/ | wc -l  # 实际打开数（含符号链接）

逻辑分析：/proc/PID/limits 显示软硬限制，而 ls /proc/PID/fd/ 可见实时句柄数；若二者差值

动态追踪文件描述符操作

strace -p 1234 -e trace=dup,dup2,openat -f -s 256 2>&1 | grep -E "(openat|dup|0x[0-9a-f]+)"

参数说明：-f 跟踪子线程，-s 256 防截断路径，聚焦 openat（现代glibc默认文件打开入口）及 dup/dup2（常见复制未关闭场景）。

交叉定位表

现象特征	可能根源
`openat` 频繁返回新 fd	未配对 `close()` 的资源申请
`dup2(3, 1023)` 成功	接近上限仍强行复用，风险信号

graph TD
    A[fd数趋近ulimit] --> B[/proc/PID/limits确认上限]
    B --> C[strace捕获openat/dup序列]
    C --> D[匹配无close的openat调用栈]
    D --> E[定位源码中遗漏close的路径]

2.3 理论延伸：net.Listener.Listen()在高并发场景下的隐式fd分配链路

当 net.Listen("tcp", ":8080") 被调用时，Go 标准库并未立即创建监听 socket；而是延迟至首次 Accept() 时才完成底层 fd 分配——这一隐式链路由 net.Listen() → &tcpListener{} → listenTCP() → sysSocket() 构成。

关键路径解析

// src/net/tcpsock.go 中 listenTCP 的简化逻辑
func listenTCP(la *net.TCPAddr) (*TCPListener, error) {
    s, err := sysSocket(la.IP.To4(), la.Port, syscall.SOCK_STREAM, 0)
    // ⚠️ 此处才真正调用 socket(2)，返回 fd
    return &TCPListener{fd: s}, nil
}

sysSocket() 触发 socket(AF_INET, SOCK_STREAM|SOCK_CLOEXEC, 0) 系统调用，返回内核分配的 fd。SOCK_CLOEXEC 标志确保 fork 后子进程自动关闭该 fd，规避泄漏。

fd 生命周期管理

Listen 建立后，fd 持久绑定于 TCPListener.fd
每次 Accept() 复用同一 fd（监听态），但 accept4(2) 返回新连接 fd
Go 运行时通过 runtime.pollServer 统一管理 I/O 就绪事件

阶段	系统调用	fd 来源
Listen 创建	`socket(2)`	内核动态分配
Accept 建立	`accept4(2)`	内核新分配连接 fd

graph TD
A[net.Listen] --> B[&tcpListener]
B --> C[listenTCP]
C --> D[sysSocket]
D --> E[socket syscall → fd]
E --> F[fd 存入 listener.fd]

2.4 实践复现：构造10万goroutine+未关闭http.Response.Body的fd耗尽压测用例

复现目标

验证 http.DefaultClient 在高并发下因未调用 resp.Body.Close() 导致文件描述符（fd）持续泄漏，最终触发 too many open files 错误。

关键代码片段

for i := 0; i < 100000; i++ {
    go func() {
        resp, err := http.Get("http://localhost:8080/health")
        if err != nil {
            return
        }
        // ❌ 忘记 resp.Body.Close()
        // ⚠️ fd 将在 GC 前持续占用（通常数秒至分钟）
    }()
}

逻辑分析：http.Get 内部使用底层 TCP 连接，resp.Body 是 *http.readCloser，其 Read 持有 socket fd；不显式 Close() 则 fd 不归还 OS，仅依赖 finalizer（延迟不可控）。10 万 goroutine 短时并发极易突破 Linux 默认 ulimit -n 1024。

fd 耗尽验证方式

指标	正常值	泄漏后表现
`lsof -p $PID \\| wc -l`	~50	>65535（报错阈值）
`cat /proc/$PID/fd/ \\| wc -l`	≈ 当前打开 fd 数	持续线性增长

根本修复

✅ 每次 http.Get 后必须 defer resp.Body.Close()
✅ 使用 context.WithTimeout 防止 goroutine 永久阻塞

graph TD
    A[发起HTTP请求] --> B{resp.Body.Close?}
    B -->|否| C[fd 持续占用]
    B -->|是| D[fd 立即释放]
    C --> E[fd 达上限 → dial tcp: lookup failed]

2.5 实战修复：基于file descriptor leak detection tool（fdleak）的自动化注入式检测方案

fdleak 通过 LD_PRELOAD 注入动态拦截 open/close/dup 等系统调用，实时追踪 fd 分配与释放生命周期。

核心注入机制

# 启动目标进程并注入 fdleak 检测器
LD_PRELOAD=./libfdleak.so \
FDLEAK_LOG_LEVEL=3 \
FDLEAK_REPORT_ON_EXIT=1 \
./my_server

LD_PRELOAD 强制加载插桩库，无需修改源码；
FDLEAK_LOG_LEVEL=3 启用详细调用栈记录；
FDLEAK_REPORT_ON_EXIT=1 进程退出时自动输出未关闭 fd 清单。

检测结果示例

fd	path	open_stack_depth	age_sec
42	/tmp/cache.dat	7	128
47	/var/log/app.log	5	301

自动化闭环流程

graph TD
    A[启动应用] --> B[fdleak 动态注入]
    B --> C[运行时 fd 调用拦截]
    C --> D[内存中构建 fd 生命周期图]
    D --> E[退出时比对 open/close 平衡性]
    E --> F[生成泄漏报告并触发告警]

第三章：线程栈溢出与OS线程资源枯竭诊断

3.1 理论建模：Go runtime.m→os thread绑定策略与ulimit -u限制的冲突边界

Go 运行时通过 m（machine）结构体将 goroutine 调度到 OS 线程，每个 m 默认独占一个线程（pthread_create），且无法复用已退出的线程 ID（受 pthread 实现与内核 TID 分配机制约束）。

冲突根源

ulimit -u 限制进程可创建的总线程数（即 RLIMIT_NPROC）
Go 的 m 创建不触发 GOMAXPROCS 限流，仅受 runtime.newm 中 canStartNewM() 判断约束
当 m 数量逼近 ulimit -u 阈值时，clone() 系统调用返回 EAGAIN，导致 newm 失败并 panic

关键代码逻辑

// src/runtime/proc.go:4522
func newm(fn func(), mp *m) {
    // ...
    execLock.rlock()
    newm1(fn, mp)
    execLock.runlock()
}

execLock 用于串行化 clone() 调用，避免并发竞争；但无法规避 ulimit -u 的硬性系统级拦截。newm1 内部调用 clone(... CLONE_VM|CLONE_FS|...)，失败时直接中止调度器启动。

限制维度	Go runtime 行为	系统约束表现
线程上限	无显式计数器	`getrlimit(RLIMIT_NPROC)` 返回 `cur` 值
线程复用	`m` 退出后 `freezethread` 释放，但不归还 TID 池	内核 TID 不重用（尤其在短生命周期高并发场景）
错误响应	`runtime.throw("runtime: cannot create m")`	`errno == EAGAIN` 未被优雅降级

graph TD
    A[goroutine 阻塞/系统调用] --> B{需新 m？}
    B -->|是| C[call newm]
    C --> D[execLock.rlock]
    D --> E[clone syscall]
    E -->|EAGAIN| F[runtime.throw panic]
    E -->|success| G[绑定 m→thread]

3.2 实践抓取：通过pstack + /proc/PID/status识别M:N线程异常堆积现象

当Go或Java等运行时启用M:N线程模型时，用户态线程（goroutine/纤程）可能远超OS线程数，导致/proc/PID/status中Threads:字段持续攀升，而pstack PID输出显示大量相似栈帧。

关键指标比对

指标	正常值	异常征兆
`Threads:`（/proc/PID/status）		> 200且缓慢增长
`pstack`中`runtime.gopark`占比		> 60%

快速诊断命令

# 提取线程数与最近5个栈帧摘要
awk '/^Threads:/ {print $2}' /proc/12345/status && \
pstack 12345 | grep -A2 "runtime.gopark" | head -n 15

逻辑说明：awk精准提取Threads:后的数值；pstack生成全栈后，用grep -A2捕获gopark及其后续两行（含阻塞原因），head限流避免刷屏。参数12345需替换为目标PID。

根因流向

graph TD
    A[高并发请求] --> B[goroutine创建激增]
    B --> C[调度器未及时回收]
    C --> D[/proc/PID/status Threads↑]
    D --> E[pstack显示park栈堆积]

3.3 实战收敛：GOMAXPROCS动态调优与runtime.LockOSThread()误用场景规避指南

GOMAXPROCS动态调优时机

应避免在启动后无条件 runtime.GOMAXPROCS(1) 全局锁死——这会扼杀并行吞吐。推荐按 CPU 密集型任务负载动态调整：

// 根据实际工作线程数弹性设置（非硬编码）
if cpuLoad > 0.8 {
    runtime.GOMAXPROCS(int(float64(runtime.NumCPU()) * 0.7))
} else {
    runtime.GOMAXPROCS(runtime.NumCPU())
}

逻辑分析：runtime.NumCPU() 返回 OS 可见逻辑核数；乘以系数可预留调度余量，防止 NUMA 跨节点争抢。强制设为 1 仅适用于单例串行状态机，非常规策略。

LockOSThread 常见误用

✅ 正确：绑定 CGO 回调、TLS 上下文强绑定
❌ 错误：为“避免竞态”而随意锁定 OS 线程（Go 调度器已保障 goroutine 安全）

场景	风险
在 HTTP handler 中调用	阻塞 M，拖垮整个 P 的 goroutine 调度队列
忘记 `runtime.UnlockOSThread()`	goroutine 永久绑定，导致 M 泄漏

调度链路示意

graph TD
    A[goroutine 创建] --> B{是否 LockOSThread?}
    B -- 是 --> C[绑定至当前 M]
    B -- 否 --> D[由 Go 调度器自动分发]
    C --> E[若未 Unlock → M 不可复用]

第四章：网络协议栈级syscall阻塞与超限诊断

4.1 理论溯源：TCP连接队列（SYN queue + accept queue）溢出触发EAGAIN/ECONNREFUSED的内核路径

Linux内核在tcp_v4_conn_request()与inet_csk_accept()两个关键路径上分别管控SYN队列与accept队列。当新SYN到达而syncookies未启用且listen_sock->max_qlen已达上限时，内核直接丢弃SYN包并静默不响应；若SYN成功入队但后续accept()调用时icsk_accept_queue->fastopenq.rskq_rmt或icsk_accept_queue->rskq_accept_head为空，且队列已满，则返回-EAGAIN（非阻塞套接字）或-ECONNREFUSED（全连接队列满且无重试窗口）。

关键内核判定逻辑（简化）

// net/ipv4/tcp_minisocks.c: tcp_v4_conn_request()
if (sk_acceptq_is_full(sk)) { // 检查 accept queue 是否满
    NET_INC_STATS(sock_net(sk), LINUX_MIB_LISTENOVERFLOWS);
    if (!tcp_syn_flood_action(sk, "TCP: drop open request")) 
        return 0; // 直接丢弃，不发SYN-ACK
}

该检查发生在三次握手完成之后、sk->sk_socket->sk->sk_wq尚未将request_sock移入accept队列前。sk_acceptq_is_full()实际比对 reqsk_queue_len(&icsk->icsk_accept_queue) 与 sk->sk_max_ack_backlog（即listen()的backlog参数）。

队列状态映射表

队列类型	内核结构体字段	用户可见约束	溢出表现
SYN queue	`reqsk_queue_len(&queue->rskq_accept_head)`	`/proc/sys/net/ipv4/tcp_max_syn_backlog`	SYN包被丢弃，客户端超时重传
accept queue	`sk->sk_ack_backlog`	`listen(sockfd, backlog)`	`accept()` 返回 `-EAGAIN` 或 `-ECONNREFUSED`

内核路径触发示意

graph TD
    A[收到SYN包] --> B{tcp_v4_conn_request}
    B --> C[SYN queue满？]
    C -->|是| D[静默丢弃 → 客户端RTO重传]
    C -->|否| E[发送SYN-ACK，加入SYN queue]
    E --> F[收到ACK完成握手]
    F --> G{tcp_check_req → reqsk_queue_add}
    G --> H[accept queue满？]
    H -->|是| I[不入队，计数器+1 → ECONNREFUSED]
    H -->|否| J[插入accept queue → accept()可获取]

4.2 实践观测：ss -lnt状态统计与/proc/sys/net/ipv4/tcp_max_syn_backlog参数联动分析

SYN队列的双重视角

ss -lnt 输出中 State 列为 LISTEN 的套接字，其 Recv-Q 字段实际反映当前 SYN 队列（incomplete queue）长度，而非全连接队列：

# 观察监听端口的 SYN 队列占用情况
$ ss -lnt | awk '$1 ~ /LISTEN/ {print $1,$4,$5,$6}'
LISTEN *:8080 *:* 0 128  # Recv-Q=0 表示无待完成三次握手请求

Recv-Q 在 LISTEN 状态下表示 incomplete queue 中未 ACK 的 SYN 包数量；Send-Q 对应 tcp_max_syn_backlog 上限值（内核取 min(net.core.somaxconn, tcp_max_syn_backlog) 后截断）。

参数协同机制

参数	默认值	作用域	运行时调整
`/proc/sys/net/ipv4/tcp_max_syn_backlog`	1024（部分发行版为 128）	per-listener SYN 队列软上限	`echo 2048 > /proc/sys/net/ipv4/tcp_max_syn_backlog`
`net.core.somaxconn`	128	全连接队列硬上限	影响 `listen()` 的 `backlog` 参数生效上限

内核队列联动流程

graph TD
    A[客户端发送 SYN] --> B{SYN 队列未满？}
    B -- 是 --> C[放入 incomplete queue<br>等待三次握手完成]
    B -- 否 --> D[丢弃 SYN，触发 TCP 拒绝日志]
    C --> E[收到 ACK 后移入 complete queue]
    E --> F{accept() 可用？}
    F -- 是 --> G[用户进程调用 accept() 取出]

调整 tcp_max_syn_backlog 前需同步校准 somaxconn，否则后者将截断前者效果。

4.3 理论推演：Go net/http.Server.ReadTimeout/WriteTimeout与系统tcp_fin_timeout的协同失效模型

失效触发条件

当 ReadTimeout 或 WriteTimeout 触发连接关闭，但内核 tcp_fin_timeout（默认60s）尚未到期时，TIME_WAIT 状态持续存在，而 Go 服务器已释放连接上下文。

关键参数对齐表

参数	默认值	作用域	协同风险
`http.Server.ReadTimeout`	0（禁用）	Go 应用层	超时后主动关闭读通道，但不控制 TCP 状态机
`net.ipv4.tcp_fin_timeout`	60s	Linux 内核	控制 FIN-WAIT-2 → TIME_WAIT 的超时，独立于 Go 超时逻辑

超时冲突代码示意

srv := &http.Server{
    Addr:         ":8080",
    ReadTimeout:  5 * time.Second,  // 应用层读超时
    WriteTimeout: 5 * time.Second,  // 应用层写超时
}
// 注意：此设置无法缩短内核级 TIME_WAIT 周期

逻辑分析：ReadTimeout 触发后调用 conn.Close()，仅向 socket 发送 FIN；若对端未及时响应 ACK，连接将卡在 FIN-WAIT-2，等待 tcp_fin_timeout 才进入 TIME_WAIT。此时 Go 已无状态跟踪，导致“假性连接泄漏”。

协同失效流程

graph TD
    A[客户端发起请求] --> B[Go 检测 ReadTimeout]
    B --> C[Server.Close() → send FIN]
    C --> D{内核等待 ACK？}
    D -->|是| E[FIN-WAIT-2 等待 tcp_fin_timeout]
    D -->|否| F[快速进入 TIME_WAIT]
    E --> G[Go 无法感知该状态，连接资源逻辑上已释放]

4.4 实践加固：基于SO_REUSEPORT多进程负载分担与epoll_wait syscall返回值语义解析的容错增强

多进程监听同一端口的内核协作机制

启用 SO_REUSEPORT 后，内核在 accept() 阶段按哈希（源IP+端口+目标IP+端口）将新连接均匀分发至多个 epoll 实例所属进程，避免惊群且天然负载均衡。

epoll_wait 返回值的三重语义

返回值	含义	容错应对策略
`>0`	就绪事件数	正常遍历 `events[]` 处理
	超时（`timeout_ms > 0`）	无操作，继续下一轮轮询
`-1`	错误；需检查 `errno`	`EINTR` 可重试；`EBADF` 应终止

int nfds = epoll_wait(epfd, events, MAX_EVENTS, 1000);
if (nfds == -1) {
    if (errno == EINTR) continue;        // 系统调用被信号中断，安全重试
    else if (errno == EBADF) exit(1);    // 文件描述符失效，进程不可恢复
    else perror("epoll_wait");           // 其他错误（如EFAULT）需日志告警
}

该逻辑确保 epoll_wait 在信号扰动或资源异常时保持服务连续性，结合 SO_REUSEPORT 的内核级分发，形成双层容错骨架。

第五章：单台服务器并发量的终极瓶颈与架构跃迁启示

CPU上下文切换的隐性开销实测

在一台配备32核Intel Xeon Gold 6330（2.0 GHz）的物理服务器上，运行基于epoll的Go HTTP服务（GOMAXPROCS=32），当并发连接从5,000升至12,000时，vmstat 1持续观测显示：cs（context switch/s）从平均8,200飙升至47,600，而CPU用户态利用率仅从68%增至73%。此时perf record -e sched:sched_switch -a sleep 30捕获的火焰图揭示：超过31%的CPU周期消耗在__schedule和finish_task_switch路径中——这并非计算瓶颈，而是调度器为维持高并发连接所付出的固有代价。

内存带宽饱和导致的伪IO等待

该服务器配置8通道DDR4-3200内存（理论带宽≈204 GB/s）。当启用jemalloc并压测Redis 7.0（禁用持久化），QPS突破28万后，pcm-memory.x 1数据显示内存控制器读带宽稳定在192.3 GB/s，同时iostat -x 1中%util虽仅12%，但await却异常攀升至18.7ms。根本原因在于：大量小对象分配/释放引发TLB miss激增，触发频繁页表遍历，CPU在do_page_fault中空转等待内存响应——表现为“非磁盘IO等待”的假性延迟。

连接数受限于内核参数组合效应

以下为生产环境调优前后的关键参数对比：

参数	默认值	调优后	实际影响
`net.core.somaxconn`	128	65535	SYN队列溢出率从3.2%降至0.01%
`fs.file-max`	845776	12000000	支撑10万+连接的基础保障
`net.ipv4.tcp_tw_reuse`	0	1	TIME_WAIT套接字复用提升连接回收效率47%

值得注意的是：单独调高somaxconn而未同步扩大net.core.netdev_max_backlog（需≥2×somaxconn），仍将导致SYN包在网卡驱动层被丢弃。

真实故障案例：某支付网关的雪崩推演

2023年双十二凌晨，某支付网关单机承载8.7万HTTPS连接，突现5秒级响应延迟。根因分析发现：OpenSSL 1.1.1k的SSL_read()在TLS 1.3早期数据处理中存在锁竞争，pstack显示217个线程阻塞在CRYPTO_THREAD_lock_new。紧急降级至TLS 1.2并启用SSL_MODE_RELEASE_BUFFERS后，延迟回落至120ms。此案例印证：单机性能天花板不仅由硬件决定，更受协议栈实现细节的微观制约。

架构跃迁的临界点判定矩阵

flowchart TD
    A[当前QPS] --> B{> 80%单机理论极限？}
    B -->|Yes| C[检查CPU缓存命中率<br>LLC-miss > 15%？]
    B -->|No| D[暂缓拆分]
    C -->|Yes| E[引入协程模型<br>如Quasar或Project Loom]
    C -->|No| F[验证网络栈瓶颈<br>ethtool -S eth0 \| grep rx_]
    F --> G[升级至DPDK用户态协议栈]

某证券行情推送服务在单机QPS达32万时，通过perf stat -e cache-references,cache-misses,instructions确认LLC-miss率达22.3%，遂将Netty线程模型重构为Rust + async-std，并将序列化层替换为Arrow IPC，最终单机吞吐提升至51万QPS。

文件描述符泄漏的渐进式窒息

某日志聚合服务在长连接模式下运行72小时后，lsof -p <pid> \| wc -l从初始2,100缓慢增长至65,382，而cat /proc/<pid>/limits \| grep 'Max open files'显示软限仍为1048576。进一步用bpftrace -e 'kprobe:SyS_close { @fd = hist(pid, args->fd); }'追踪发现：第三方gRPC客户端未正确关闭流式响应体，导致每个连接累积3个未释放的socket fd。此类泄漏不会立即崩溃，但会持续蚕食内核socket slab缓存，最终引发accept()系统调用返回EMFILE。