1 \chapter{Socket TCP elementari}
2 \label{cha:elem_TCP_sock}
4 In questo capitolo iniziamo ad approfondire la conoscenza dei socket TCP,
5 tratteremo qui dunque il funzionamento delle varie funzioni che si sono usate
6 nei due esempi elementari forniti in precedenza (vedi
7 \secref{sec:net_cli_sample} e \secref{sec:net_serv_sample}), previa una
8 descrizione delle principali caratteristiche del funzionamento di una
12 \section{Il funzionamento di una connessione TCP}
13 \label{sec:TCPel_connession}
15 Prima di entrare nei dettagli delle funzioni usate nelle applicazioni che
16 utilizzano i socket TCP, è fondamentale spiegare alcune basi del funzionamento
17 del TCP; la conoscenza del funzionamento del protocollo è infatti essenziale
18 per capire il modello di programmazione ed il funzionamento delle API.
20 In particolare ci concentreremo sulle modalità con le quali il protocollo dà
21 inizio e conclude una connessione; faremo inoltre anche un breve accenno al
22 significato di alcuni dei vari stati che il protocollo assume durante la vita
23 di una connessione, che possono essere osservati per ciascun socket attivo con
24 l'uso del programma \texttt{netstat}.
26 \subsection{La creazione della connessione: il \textit{three way handshake}}
27 \label{sec:TCPel_conn_cre}
29 Il processo che porta a creare una connessione TCP è chiamato \textit{three
30 way handshake}; la successione tipica degli eventi (la stessa che si
31 verifica utilizzando il codice dei due precedenti esempi elementari
32 \figref{fig:net_cli_code} e \figref{fig:net_serv_code}) che porta alla
33 creazione di una connessione è la seguente:
36 \item Il server deve essere preparato per accettare le connessioni in arrivo;
37 il procedimento si chiama \textsl{apertura passiva} del socket (in inglese
38 \textit{passive open}); questo viene fatto chiamando la sequenza di funzioni
39 \texttt{socket}, \texttt{bind} e \texttt{listen}. Completata l'apertura
40 passiva il server chiama la funzione \texttt{accept} e il processo si blocca
41 in attesa di connessioni.
43 \item Il client richiede l'inizio della connessione usando la funzione
44 \texttt{connect}, attraverso un procedimento che viene chiamato
45 \textsl{apertura attiva}, dall'inglese \textit{active open}. La chiamata di
46 \texttt{connect} blocca il processo e causa l'invio da parte del client di
47 un segmento \texttt{SYN}\footnote{Si ricordi che il segmento è l'unità
48 elementare di dati trasmessa dal protocollo TCP al livello superiore;
49 tutti i segmenti hanno un header che contiene le informazioni che servono
50 allo \textit{stack TCP} (così viene di solito chiamata la parte del kernel
51 che implementa il protocollo) per realizzare la comunicazione, fra questi
52 dati ci sono una serie di flag usati per gestire la connessione, come
53 \texttt{SYN}, \texttt{ACK}, \texttt{URG}, \texttt{FIN}, alcuni di essi,
54 come \texttt{SYN} (che sta per \textit{syncronize}) corrispondono a
55 funzioni particolari del protocollo e danno il nome al segmento, (per
56 maggiori dettagli vedere \capref{cha:tcp_protocol})}, in sostanza viene
57 inviato al server un pacchetto IP che contiene solo gli header IP e TCP (con
58 il numero di sequenza iniziale e il flag \texttt{SYN}) e le opzioni di TCP.
60 \item il server deve dare ricevuto (l'\textit{acknowledge}) del \texttt{SYN}
61 del client, inoltre anche il server deve inviare il suo \texttt{SYN} al
62 client (e trasmettere il suo numero di sequenza iniziale) questo viene fatto
63 ritrasmettendo un singolo segmento in cui entrambi i flag \texttt{SYN}
64 \texttt{ACK} e sono settati.
66 \item una volta che il client ha ricevuto l'acknowledge dal server la funzione
67 \texttt{connect} ritorna, l'ultimo passo è dare dare il ricevuto del
68 \texttt{SYN} del server inviando un \texttt{ACK}. Alla ricezione di
69 quest'ultimo la funzione \texttt{accept} del server ritorna e la connessione
73 Il procedimento viene chiamato \textit{three way handshake} dato che per
74 realizzarlo devono essere scambiati tre segmenti. In \nfig\ si è
75 rappresentata graficamente la sequenza di scambio dei segmenti che stabilisce
78 % Una analogia citata da R. Stevens per la connessione TCP è quella con il
79 % sistema del telefono. La funzione \texttt{socket} può essere considerata
80 % l'equivalente di avere un telefono. La funzione \texttt{bind} è analoga al
81 % dire alle altre persone qual'è il proprio numero di telefono perché possano
82 % chiamare. La funzione \texttt{listen} è accendere il campanello del telefono
83 % per sentire le chiamate in arrivo. La funzione \texttt{connect} richiede di
84 % conoscere il numero di chi si vuole chiamare. La funzione \texttt{accept} è
85 % quando si risponde al telefono.
90 \caption{Il \textit{three way handshake} del TCP}
94 Si è accennato in precedenza ai \textsl{numeri di sequenza} (che sono anche
95 riportati in \curfig); per gestire una connessione affidabile infatti il
96 protocollo TCP prevede nell'header la presenza di un numero a 32 bit (chiamato
97 appunto \textit{sequence number}) che identifica a quale byte nella sequenza
98 del flusso corrisponde il primo byte della sezione dati contenuta nel
101 Il numero di sequenza di ciascun segmento viene calcolato a partire da un
102 \textsl{numero di sequenza iniziale} generato in maniera casuale del kernel
103 all'inizio della connessione e trasmesso con il SYN; l'acknowledgement di
104 ciascun segmento viene effettuato dall'altro capo della connessione settando
105 il flag \texttt{ACK} e restituendo nell'apposito campo dell'header un
106 \textit{acknowledge number}) pari al numero di sequenza che il ricevente si
107 aspetta di ricevere con il pacchetto successivo; dato che il primo pacchetto
108 SYN consuma un byte, nel \textit{three way handshake} il numero di acknowledge
109 è sempre pari al numero di sequenza iniziale incrementato di uno; lo stesso
110 varrà anche (vedi \nfig) per l'acknowledgement di un FIN.
112 \subsection{Le opzioni TCP.}
113 \label{sec:TCPel_TCP_opt}
115 Ciascun segmento SYN contiene in genere delle opzioni per il protocollo TCP
116 (le cosiddette \textit{TCP options}, che vengono inserite fra l'header e i
117 dati) che servono a comunicare all'altro capo una serie di parametri utili a
118 regolare la connessione. Normalmente vengono usate le seguenti opzioni:
121 \item \textit{MSS option} Sta per \textit{maximum segment size}, con questa
122 opzione ciascun capo della connessione annuncia all'altro il massimo
123 ammontare di dati che vorrebbe accettare per ciascun segmento nella
124 connessione corrente. È possibile leggere e scrivere questo valore attraverso
125 l'opzione del socket \texttt{TCP\_MAXSEG}.
127 \item \textit{window scale option} come spiegato in \capref{cha:tcp_protocol} il
128 protocollo TCP implementa il controllo di flusso attraverso una
129 \textsl{finestra annunciata} (\textit{advertized window}) con la quale
130 ciascun capo della comunicazione dichiara quanto spazio disponibile ha in
131 memoria per i dati. Questo è un numero a 16 bit dell'header, che così può
132 indicare un massimo di 65535 bytes (anche se Linux usa come massimo 32767
133 per evitare problemi con alcuni stack bacati che usano l'aritmetica con
134 segno per implementare lo stack TCP); ma alcuni tipi di connessione come
135 quelle ad alta velocità (sopra i 45Mbits/sec) e quelle che hanno grandi
136 ritardi nel cammino dei pacchetti (come i satelliti) richiedono una finestra
137 più grande per poter ottenere il massimo dalla trasmissione, per questo
138 esiste questa opzione che indica un fattore di scala da applicare al valore
139 della finestra annunciata\footnote{essendo una nuova opzione per garantire
140 la compatibilità con delle vecchie implementazioni del protocollo la
141 procedura che la attiva prevede come negoziazione che l'altro capo della
142 connessione riconosca esplicitamente l'opzione inserendola anche lui nel
143 suo SYN di risposta dell'apertura della connessione} per la connessione
144 corrente (espresso come numero di bit cui shiftare a sinistra il valore
145 della finestra annunciata inserito nel pacchetto).
147 \item \textit{timestamp option} è anche questa una nuova opzione necessaria
148 per le connessioni ad alta velocità per evitare possibili corruzioni di dati
149 dovute a pacchetti perduti che riappaiono; anche questa viene negoziata come
154 La MSS è generalmente supportata da quasi tutte le implementazioni del
155 protocollo, le ultime due opzioni (trattate nell'RFC 1323) sono meno comuni;
156 vengono anche dette \textit{long fat pipe options} dato che questo è il nome
157 che viene dato alle connessioni caratterizzate da alta velocità o da ritardi
158 elevati. In ogni caso Linux supporta pienamente entrambe le opzioni.
160 \subsection{La terminazione della connessione}
161 \label{sec:TCPel_conn_term}
163 Mentre per creare una connessione occorre un interscambio di tre segmenti, la
164 procedura di chiusura ne richiede quattro; ancora una volta si può fare
165 riferimento al codice degli esempi \figref{fig:net_cli_code} e
166 \figref{fig:net_serv_code}, in questo caso la successione degli eventi è la
170 \item Un processo ad uno dei due capi chiama la funzione \texttt{close}, dando
171 l'avvio a quella che viene chiamata \textsl{chiusura attiva} (da
172 \textit{active close}). Questo comporta l'emissione di un segmento FIN, che
173 significa che si è finito con l'invio dei dati sulla connessione.
175 \item L'altro capo della connessione riceve il FIN ed esegue la
176 \textit{chiusura passiva} (da \textit{passive close}); al FIN, come per
177 tutti i pacchetti, viene risposto con un ACK. Inoltre il ricevimento del FIN
178 viene passato al processo che ha aperto il socket come un end-of-file sulla
179 lettura (dopo che ogni altro eventuale dato rimasto in coda è stato
180 ricevuto), dato che il ricevimento di un FIN significa che non si
181 riceveranno altri dati sulla connessione.
183 \item Dopo un certo tempo anche il secondo processo chiamerà la funzione
184 \texttt{close} sul proprio socket, causando l'emissione di un altro segmento
187 \item L'altro capo della connessione riceverà il FIN conclusivo e risponderà
192 Dato che in questo caso sono richiesti un FIN ed un ACK per ciascuna direzione
193 normalmente i segmenti scambiati sono quattro; normalmente giacché in alcune
194 situazioni il FIN del passo 1) è inviato insieme a dei dati. Comunque non è
195 detto, anche se è possibile, che i segmenti inviati nei passi 2 e 3, siano
196 accorpati in un singolo segmento. In \nfig\ si è rappresentato graficamente lo
197 sequenza di scambio dei segmenti che stabilisce la connessione.
202 \caption{Il \textit{three way handshake} del TCP}
203 \label{fig:TCPel_TWH}
206 Come per il SYN anche il FIN occupa un byte nel numero di sequenza, per cui
207 l'ACK riporterà un \textit{acknowledge number} incrementato di uno.
209 Si noti che nella sequenza di chiusura fra i passi 2 e 3 è in teoria possibile
210 che si mantenga un flusso di dati dal capo della connessione che sta eseguendo
211 la chiusura passiva a quello che sta eseguendo la chiusura attiva. Nella
212 sequenza indicata i dati verrebbero persi, dato che si è chiuso il socket, ma
213 esistono situazione in cui si vuole che avvenga proprio questo, che è chiamato
214 \textit{half-close}, per cui torneremo su questo aspetto e su come utilizzarlo
215 più avanti, quando parleremo della funzione \texttt{shutdown}.
217 La emissione del FIN avviene quando il socket viene chiuso, questo però non
218 avviene solo per la chiamata della funzione \texttt{close} (come in
219 \figref{fig:net_serv_code}), ma anche alla terminazione di un processo (come
220 in \figref{fig:net_cli_code}). Questo vuol dire ad esempio che se un processo
221 viene terminato da un segnale tutte le connessioni aperte verranno chiuse.
223 Infine è da sottolineare che, benché nella figura (e nell'esempio che vedremo
224 più avanti in \secref{sec:TCPsimp_echo_example}) sia il client ad eseguire la
225 chiusura attiva, nella realtà questa può essere eseguita da uno qualunque dei
226 due capi della comunicazione (come in fatto in precedenza da
227 \figref{fig:net_serv_code}), e benché quello del client sia il caso più comune
228 ci sono alcuni servizi, il principale dei quali è l'HTTP, per i quali è il
229 server ad effettuare la chiusura attiva.
231 \subsection{Un esempio di connessione}
232 \label{sec:TCPel_conn_dia}
234 Le operazioni del TCP nella creazione e conclusione di una connessione sono
235 specificate attraverso il diagramma di transizione degli stati riportato in
236 \nfig. TCP prevede l'esistenza di 11 diversi stati per un socket ed un insieme
237 di regole per le transizioni da uno stato all'altro basate sullo stato
238 corrente e sul tipo di segmento ricevuto; i nomi degli stati sono gli stessi
239 che vengono riportati del comando \texttt{netstat} nel campo \textit{State}.
241 Una descrizione completa del funzionamento del protocollo va al di là degli
242 obiettivi di questo libro; un approfondimento sugli aspetti principali si
243 trova in \capref{cha:tcp_protocol}, ma per una trattazione esauriente il
244 miglior riferimento resta (FIXME citare lo Stevens); qui ci limiteremo a
245 descrivere brevemente un semplice esempio di connessione e le transizioni che
246 avvengono nei due casi appena citati (creazione e terminazione della
249 In assenza di connessione lo stato del TCP è \texttt{CLOSED}; quando una
250 applicazione esegue una apertura attiva il TCP emette un SYN e lo stato
251 diventa \texttt{SYN\_SENT}; quando il TCP riceve la risposta del SYN$+$ACK
252 emette un ACK e passa allo stato \texttt{ESTABLISHED}; questo è lo stato
253 finale in cui avviene la gran parte del trasferimento dei dati.
255 Dal lato server in genere invece il passaggio che si opera con l'apertura
256 passiva è quello di portare il socket dallo stato \texttt{CLOSED} allo
257 stato \texttt{LISTEN} in cui vengono accettate le connessioni.
259 Dallo stato \texttt{ESTABLISHED} si può uscire in due modi; se un'applicazione
260 chiama la \texttt{close} prima di aver ricevuto un end of file (chiusura
261 attiva) la transizione è verso lo stato \texttt{FIN\_WAIT\_1}; se invece
262 l'applicazione riceve un FIN nello stato \texttt{ESTABLISHED} (chiusura
263 passiva) la transizione è verso lo stato \texttt{CLOSE\_WAIT}.
265 In \nfig\ è riportato lo schema dello scambio dei pacchetti che avviene per
266 una un esempio di connessione, insieme ai vari stati che il protocollo viene
267 ad assumere per i due lati, server e client.
272 \caption{Schema dello scambio di pacchetti per un esempio di connessione}
273 \label{fig:TPCel_conn_example}
276 La connessione viene iniziata dal client che annuncia un MSS di 1460 (un
277 valore tipico per IPv4 su ethernet) con Linux, il server risponde con lo
278 stesso valore (ma potrebbe essere anche un valore diverso).
280 Una volta che la connessione è stabilita il client scrive al server una
281 richiesta (che assumiamo stare in un singolo segmento, cioè essere minore dei
282 1460 bytes annunciati dal server), quest'ultimo riceve la richiesta e
283 restituisce una risposta (che di nuovo supponiamo stare in un singolo
284 segmento). Si noti che l'acknowledge della richiesta è mandato insieme alla
285 risposta, questo viene chiamato \textit{piggybacking} ed avviene tutte le
286 volte che che il server è sufficientemente veloce a costruire la risposta, in
287 caso contrario si avrebbe prima l'emissione di un ACK e poi l'invio della
290 Infine si ha lo scambio dei quattro segmenti che terminano la connessione
291 secondo quanto visto in \secref{sec:TCPel_conn_term}; si noti che il capo
292 della connessione che esegue la chiusura attiva entra nello stato
293 \texttt{TIME\_WAIT} su cui torneremo fra poco.
295 È da notare come per effettuare uno scambio di due pacchetti (uno di richiesta
296 e uno di risposta) il TCP necessiti di ulteriori otto segmenti, se invece si
297 fosse usato UDP sarebbero stati sufficienti due soli pacchetti. Questo è il
298 costo che occorre pagare per avere l'affidabilità garantita dal TCP, se si
299 fosse usato UDP si sarebbe dovuto trasferire la gestione di tutta una serie di
300 dettagli (come la verifica della ricezione dei pacchetti) dal livello del
301 trasporto all'interno dell'applicazione.
303 Quello che è bene sempre tenere presente è allora quali sono le esigenze che
304 si hanno in una applicazione di rete, perché non è detto che TCP sia la
305 miglior scelta in tutti i casi (ad esempio se si devono solo scambiare dati
306 già organizzati in piccoli pacchetti l'overhead aggiunto può essere eccessivo)
307 per questo esistono applicazioni che usano UDP e lo fanno perché nel caso
308 specifico le sue caratteristiche di velocità e compattezza nello scambio dei
309 dati rispondono meglio alle esigenze che devono essere affrontate.
311 \subsection{Lo stato \texttt{TIME\_WAIT}}
312 \label{sec:TCPel_time_wait}
314 Come riportato da Stevens (FIXME citare) lo stato \texttt{TIME\_WAIT} è
315 probabilmente uno degli aspetti meno compresi del protocollo TCP, è infatti
316 comune trovare nei newsgroup domande su come sia possibile evitare che
317 un'applicazione resti in questo stato lasciando attiva una connessione ormai
318 conclusa; la risposta è che non deve essere fatto, ed il motivo cercheremo di
321 Come si è visto nell'esempio precedente (vedi \curfig) \texttt{TIME\_WAIT} è
322 lo stato finale in cui il capo di una connessione che esegue la chiusura
323 attiva resta prima di passare alla chiusura definitiva della connessione. Il
324 tempo in cui l'applicazione resta in questo stato deve essere due volte la MSL
325 (\textit{Maximum Segment Lifetime}).
327 La MSL è la stima del massimo periodo di tempo che un pacchetto IP può vivere
328 sulla rete; questo tempo è limitato perché ogni pacchetto IP può essere
329 ritrasmesso dai router un numero massimo di volte (detto \textit{hop limit}).
330 Il numero di ritrasmissioni consentito è indicato dal campo TTL dell'header di
331 IP (per maggiori dettagli vedi \secref{sec:appA_xxx}), e viene decrementato ad
332 ogni passaggio da un router; quando si annulla il pacchetto viene scartato.
333 Siccome il numero è ad 8 bit il numero massimo di ``salti'' è di 255, pertanto
334 anche se il TTL (da \textit{time to live}) non è propriamente un limite sul
335 tempo di vita, si stima che un pacchetto IP non possa restare nella rete per
338 Ogni implementazione del TCP deve scegliere un valore per la MSL (l'RFC1122
339 raccomanda 2 minuti, Linux usa 30 secondi), questo comporta una durata dello
340 stato \texttt{TIME\_WAIT} che a seconda delle implementazioni può variare fra
343 Lo stato \texttt{TIME\_WAIT} viene utilizzato dal protocollo per due motivi
346 \item implementare in maniera affidabile la terminazione della connessione
347 in entrambe le direzioni.
348 \item consentire l'eliminazione dei segmenti duplicati dalla rete.
351 Il punto è che entrambe le ragioni sono importanti, anche se spesso si fa
352 riferimento solo alla prima; ma è solo se si tiene conto della seconda che si
353 capisce il perché della scelta di un tempo pari al doppio della MSL come
354 durata di questo stato.
356 Il primo dei due motivi precedenti si può capire tornando a \curfig: assumendo
357 che l'ultimo ACK della sequenza (quello del capo che ha eseguito la chiusura
358 attiva) vanga perso, chi esegue la chiusura passiva non ricevendo risposta
359 rimanderà un ulteriore FIN, per questo motivo chi esegue la chiusura attiva
360 deve mantenere lo stato della connessione per essere in grado di reinviare
361 l'ACK e chiuderla correttamente. Se non fosse così la risposta sarebbe un RST
362 (un altro tipo si segmento) che verrebbe interpretato come un errore.
364 Se il TCP deve poter chiudere in maniera pulita entrambe le direzioni della
365 connessione allora deve essere in grado di affrontare la perdita di uno
366 qualunque dei quattro segmenti che costituiscono la chiusura. Per questo
367 motivo lo stato \texttt{TIME\_WAIT} deve essere mantenuto anche dopo l'invio
368 dell'ultimo ACK per poter essere in grado di poterne gestire l'eventuale
369 ritrasmissione in caso di perdita.
372 Il secondo motivo è più complesso da capire, e necessita di spiegare meglio
373 gli scenari in cui accade che i pacchetti si possono perdere nella rete o
374 restare intrappolati, per poi riemergere.
376 Il caso più comune in cui questo avviene è quello di anomalie
377 nell'instradamento; può accadere cioè che un router smetta di funzionare o che
378 una connessione fra due router si interrompa. In questo caso i protocolli di
379 instradamento dei pacchetti possono impiegare diverso tempo (anche dell'ordine
380 dei minuti) prima di trovare e stabilire un percorso alternativo per i
381 pacchetti. Nel frattempo possono accadere casi in cui un router manda i
382 pacchetti verso un'altro e quest'ultimo li rispedisce indietro, o li manda ad
383 un terzo router che li rispedisce al primo, si creano cioè dei circoli (i
384 cosiddetti \textit{routing loop}) in cui restano intrappolati i pacchetti.
386 Se uno di questi pacchetti intrappolati è un segmento di TCP chi l'ha inviato,
387 non ricevendo risposta, provvederà alla ritrasmissione e se nel frattempo sarà
388 stata stabilita una strada alternativa il pacchetto ritrasmesso giungerà a
389 destinazione. Ma se dopo un po' di tempo (che non supera il limite dell'MSL)
390 l'anomalia viene a cessare il circolo di instradamento viene spezzato i
391 pacchetti intrappolati potranno essere inviati alla destinazione finale, con
392 la conseguenza di avere dei pacchetti duplicati; questo è un caso che il TCP
393 deve essere in grado di gestire.
395 Allora per capire la seconda ragione per l'esistenza dello stato
396 \texttt{TIME\_WAIT} si consideri il caso seguente: si supponga di avere una
397 connessione fra l'IP 195.110.112.236 porta 1550 e l'IP 192.84.145.100 porta
398 22, che questa venga chiusa e che poco dopo si ristabilisca la stessa
399 connessione fra gli stessi IP sulle stesse porte (quella che viene detta,
400 essendo gli stessi porte e numeri IP, una nuova \textsl{incarnazione} della
401 connessione precedente); in questo caso ci si potrebbe trovare con dei
402 pacchetti duplicati relativi alla precedente connessione che riappaiono nella
405 Ma fintanto che il socket non è chiuso una nuova incarnazione non può essere
406 creata, per questo un socket TCP resta sempre nello stato \texttt{TIME\_WAIT}
407 per un periodo di 2MSL, in modo da attendere MSL secondi per essere sicuri che
408 tutti i pacchetti duplicati in arrivo siano stati ricevuti (e scartati) o che
409 nel frattempo siano stati eliminati dalla rete, e altri MSL secondi per essere
410 sicuri che lo stesso avvenga le risposte nella direzione opposta.
412 In questo modo il TCP si assicura che quando una viene creata una nuova
413 connessione tutti gli eventuali segmenti residui di una precedente connessione
414 che possono causare disturbi sono stati eliminati dalla rete.
417 \subsection{I numeri di porta}
418 \label{sec:TCPel_port_num}
420 In un ambiente multitasking in un dato momento più processi possono dover
421 usare sia UDP che TCP, e ci devono poter essere più connessioni in
422 contemporanea. Per poter tenere distinte le diverse connessioni entrambi i
423 protocolli usano i \textsl{numeri di porta}, che fanno parte, come si può
424 vedere in \secref{sec:sock_sa_ipv4} e \secref{sec:sock_sa_ipv6} pure delle
425 strutture degli indirizzi del socket.
427 Quando un client contatta un server deve poter identificare con quale dei vari
428 possibili server attivi intende parlare. Sia TCP che UDP definiscono un gruppo
429 di \textsl{porte conosciute} (le cosiddette \textit{well-known port}) che
430 identificano una serie di servizi noti (ad esempio la porta 22 identifica il
431 servizio \texttt{ssh}) effettuati da appositi server che rispondono alle
432 connessioni verso tali porte.
434 D'altra parte un client non ha necessità di usare un numero di porta
435 specifico, per cui in genere vengono usate le cosiddette \textsl{porte
436 effimere} (o \textit{ephemeral ports}) cioè porte a cui non è assegnato
437 nessun servizio noto e che vengono assegnate automaticamente dal kernel alla
438 creazione della connessione. Queste sono dette effimere in quanto vengono
439 usate solo per la durata della connessione, e l'unico requisito che deve
440 essere soddisfatto è che ognuna di esse sia assegnata in maniera univoca.
442 La lista delle porte conosciute è definita dall'RFC1700 che contiene l'elenco
443 delle porte assegnate dalla IANA (\textit{Internet Assigned Number Authority})
444 ma l'elenco viene costantemente aggiornato e pubblicato all'indirizzo
445 \texttt{ftp://ftp.isi.edu/in-notes/iana/assignements/port-numbers}, inoltre il
446 file \texttt{/etc/services} contiene un analogo elenco, con la corrispondenza
447 fra i numeri di porta ed il nome simbolico del servizio. I numeri sono divisi
451 \item \textsl{le porte conosciute}. I numeri da 0 a 1023. Queste sono
452 controllate e assegnate dalla IANA. Se è possibile la stessa porta è
453 assegnata allo stesso servizio sia su UDP che su TCP (ad esempio la porta 22
454 è assegnata a ssh su entrambi i protocolli, anche se viene usata solo dal
457 \item \textsl{le porte registrate}. I numeri da 1024 a 49151. Queste porte non
458 sono controllate dalla IANA, che però registra ed elenca chi usa queste
459 porte come servizio agli utenti. Come per le precedenti si assegna una porta
460 ad un servizio sia per TCP che UDP anche se poi il servizio è implementato
461 solo su TCP. Ad esempio X Window usa le porte TCP e UDP dal 6000 al 6063
462 anche se il protocollo è implementato solo tramite TCP.
464 \item \textsl{le porte private} o \textsl{dinamiche}. I numeri da 49152 a
465 65535. La IANA non dice nulla riguardo a queste porte che pertanto
466 sono i candidati naturali ad essere usate come porte effimere.
469 In realtà rispetto a quanto indicato nell'RFC1700 i vari sistemi hanno fatto
470 scelte diverse per le porte effimere, in particolare in \nfig\ sono riportate
471 quelle di BSD, Solaris e Linux. Nel caso di Linux poi la scelta fra i due
472 intervalli possibili viene fatta dinamicamente a seconda della memoria a
473 disposizione del kernel per gestire le relative tabelle.
478 \caption{Allocazione dei numeri di porta}
479 \label{fig:TCPel_port_alloc}
482 I sistemi unix hanno inoltre il concetto di \textsl{porte riservate} (che
483 corrispondono alle porte con numero minore di 1024 e coincidono quindi con le
484 porte conosciute). La loro caratteristica è che possono essere assegnate a un
485 socket solo da un processo con i privilegi di root, per far si che solo
486 l'amministratore possa allocare queste porte per far partire i relativi
489 Si tenga conto poi che ci sono alcuni client (in particolare \texttt{rsh} e
490 \texttt{rlogin}) che richiedono una connessione su una porta riservata anche
491 dal lato client come parte dell'autenticazione. Questo viene fatto tramite la
492 funzione \texttt{rresvport} assegnando al socket una porta libera
493 nell'intervallo fra 512 e 1023.
495 Data una connessione TCP si suole chiamare \textit{socket pair} la
496 combinazione dei quattro numeri che definiscono i due capi della connessione e
497 cioè l'indirizzo IP locale e la porta TCP locale, e l'indirizzo IP remoto e la
498 porta TCP remota; questa combinazione, che scriveremo usando una notazione del
499 tipo $(195.110.112.152:22, 192.84.146.100:20100)$, identifica univocamente una
500 connessione su internet. Questo concetto viene di solito esteso anche a UDP,
501 benché in questo caso non abbia senso parlare di connessione. L'utilizzo del
502 programma \texttt{netstat} permette di visualizzare queste informazioni nei
503 campi \textit{Local Address} e \textit{Foreing Address}.
506 \subsection{Le porte ed il modello client/server}
507 \label{sec:TCPel_port_cliserv}
509 Per capire meglio l'uso delle porte e come vengono utilizzate quando si ha a
510 che fare con un'applicazione client/server (come quella che scriveremo in
511 \secref{sec:TCPel_cunc_serv}) esamineremo cosa accade con le connessioni nel
512 caso di un server TCP che deve gestire connessioni multiple.
514 Se eseguiamo un \texttt{netstat} su una macchina di prova (che supponiamo avere
515 indirizzo 195.110.112.152) potremo avere un risultato del tipo:
517 Active Internet connections (servers and established)
518 Proto Recv-Q Send-Q Local Address Foreign Address State
519 tcp 0 0 0.0.0.0:22 0.0.0.0:* LISTEN
520 tcp 0 0 0.0.0.0:25 0.0.0.0:* LISTEN
521 tcp 0 0 127.0.0.1:53 0.0.0.0:* LISTEN
523 essendo presenti e attivi un server ssh, un server di posta e un DNS per il
526 Questo ci mostra ad esempio che il server ssh ha compiuto un'apertura passiva
527 mettendosi in ascolto sulla porta 22 riservata a questo servizio e che si è
528 posto in ascolto per connessioni provenienti da uno qualunque degli indirizzi
529 associati alle interfacce locali; la notazione 0.0.0.0 usata da netstat è
530 equivalente all'asterisco utilizzato per il numero di porta ed indica il
531 valore generico, e corrisponde al valore \texttt{INADDR\_ANY} definito in
532 \texttt{arpa/inet.h}.
534 Inoltre la porta e l'indirizzo di ogni eventuale connessione esterna non sono
535 specificati; in questo caso la \textit{socket pair} associata al socket può
536 essere indicata come $(*:22, *:*)$, usando l'asterisco anche per gli indirizzi
537 come carattere di \textit{wildchard}.
539 In genere avendo le macchine associato un solo IP ci si può chiedere che senso
540 abbia l'utilizzo dell'indirizzo generico per l'indirizzo locale, ma esistono
541 anche macchine che hanno più di un indirizzo IP (il cosiddetto
542 \textit{multihoming}) in questo modo si possono accettare connessioni
543 indirizzate verso uno qualunque di essi. Ma come si può vedere nell'esempio
544 con il DNS in ascolto sulla porta 53 è anche possibile restringere l'accesso
545 solo alle connessioni che provengono da uno specifico indirizzo, cosa che nel
546 caso è fatta accettando solo connessioni che arrivino sull'interfaccia di
549 Una volta che ci si vorrà collegare a questa macchina da un'altra posta
550 all'indirizzo 192.84.146.100 si potrà lanciare un client \texttt{ssh} per
551 creare una connessione verso la precedente, e il kernel assocerà al suddetto
552 una porta effimera che per esempio potrà essere la 21100, la connessione
553 allora sarà espressa dalla socket pair $(192.84.146.100:21100,
554 195.110.112.152.22)$.
556 Alla ricezione della richiesta dal client il server creerà un processo figlio
557 per gestire la connessione, se a questo punto eseguiamo nuovamente il
558 programma netstat otterremo come risultato:
560 Active Internet connections (servers and established)
561 Proto Recv-Q Send-Q Local Address Foreign Address State
562 tcp 0 0 0.0.0.0:22 0.0.0.0:* LISTEN
563 tcp 0 0 0.0.0.0:25 0.0.0.0:* LISTEN
564 tcp 0 0 127.0.0.1:53 0.0.0.0:* LISTEN
565 tcp 0 0 195.110.112.152:22 192.84.146.100:21100 ESTABLISHED
568 Come si può notare il server è ancora in ascolto sulla porta 22, però adesso
569 c'è un nuovo socket (con lo stato \texttt{ESTABLISHED}) che anch'esso utilizza
570 la porta 22, ed ha specificato l'indirizzo locale, questo è il socket con cui
571 il processo figlio gestisce la connessione mentre il padre resta in ascolto
572 sul socket originale.
574 Se a questo punto lanciamo un'altra volta il client ssh per una seconda
575 connessione quello che otterremo usando netstat sarà qualcosa del genere:
577 Active Internet connections (servers and established)
578 Proto Recv-Q Send-Q Local Address Foreign Address State
579 tcp 0 0 0.0.0.0:22 0.0.0.0:* LISTEN
580 tcp 0 0 0.0.0.0:25 0.0.0.0:* LISTEN
581 tcp 0 0 127.0.0.1:53 0.0.0.0:* LISTEN
582 tcp 0 0 195.110.112.152:22 192.84.146.100:21100 ESTABLISHED
583 tcp 0 0 195.110.112.152:22 192.84.146.100:21101 ESTABLISHED
585 cioè il client effettuerà la connessione usando un'altra porta effimera, con
586 questa sarà aperta la connessione, ed il server creerà un'altro processo
587 figlio sarà creato per gestirla.
589 Tutto ciò mostra come TCP, per poter gestire le connessioni con un server
590 concorrente, non può suddividere i pacchetti solo sulla base della porta di
591 destinazione, ma deve usare tutta l'informazione contenuta nella socket pair,
592 compresa la porta dell'indirizzo remoto. E se andassimo a vedere quali sono i
593 processi a cui fanno riferimento i vari socket vedremmo che i pacchetti che
594 arrivano dalla porta remota 21100 vanno al primo figlio e quelli che arrivano
595 alla porta 21101 al secondo.
598 \section{Le funzioni dei socket TCP}
599 \label{sec:TCPel_functions}
601 In questa sezione descriveremo in dettaglio le varie funzioni necessarie per
602 l'uso dei socket TCP già citate in precedenza (e utilizzate nei due esempi
603 \secref{sec:net_cli_sample} e \secref{sec:net_serv_sample}) con l'eccezione
604 della funzione \texttt{socket} che è già stata esaminata in dettaglio in
605 \secref{sec:sock_socket}.
607 In \nfig\ abbiamo un tipico schema di funzionamento di un'applicazione
608 client-server che usa i socket TCP: prima il server viene avviato ed in
609 seguito il client si connette, in questo caso, a differenza di quanto accadeva
610 con gli esempi elementari del Cap.~\capref{cha:network} si assume che sia il
611 client ad effettuare delle richieste a cui il server risponde, il client
612 notifica poi di avere concluso inviando un end-of-file a cui il server
613 risponderà anche lui chiudendo la connessione per aspettarne una nuova.
618 \caption{Struttura delle funzioni dei socket per una semplice applicazione
619 client/server su TCP.}
620 \label{fig:TCPel_cliserv_func}
623 Useremo questo schema anche per l'esempio di reimplementazione del servizio
624 \texttt{daytime} che illustreremo in \secref{sec:TCPel_cunc_serv}.
627 \subsection{La funzione \texttt{bind}}
628 \label{sec:TCPel_func_bind}
631 La funzione \texttt{bind} assegna un indirizzo locale ad un socket, è usata
632 cioè per specificare la prima parte dalla socket pair. Viene usata sul lato
633 server per specificare la porta (e gli eventuali indirizzi locali) su cui poi
634 ci si porrà in ascolto.
636 Il prototipo della funzione è il seguente:
638 \begin{prototype}{sys/socket.h}
639 {int bind(int sockfd, const struct sockaddr *serv\_addr, socklen\_t addrlen)}
641 Il primo argomento è un file descriptor ottenuto da una precedente chiamata
642 a \texttt{socket}, mentre il secondo e terzo argomento sono rispettivamente
643 l'indirizzo (locale) del socket e la dimensione della struttura che lo
644 contiene, secondo quanto già trattato in \secref{sec:sock_sockaddr}.
646 La funzione restituisce zero in caso di successo e -1 per un errore, in caso
647 di errore. La variabile \texttt{errno} viene settata secondo i seguenti
650 \item \texttt{EBADF} il file descriptor non è valido.
651 \item \texttt{EINVAL} il socket ha già un indirizzo assegnato.
652 \item \texttt{ENOTSOCK} il file descriptor non è associato ad un socket.
653 \item \texttt{EACCESS} si è cercato di usare un indirizzo riservato senza
658 Con il TCP la chiamata \texttt{bind} permette di specificare l'indirizzo, la
659 porta, entrambi o nessuno dei due. In genere i server utilizzano una porta
660 nota che assegnano all'avvio, se questo non viene fatto è il kernel a
661 scegliere una porta effimera quando vengono eseguite la funzioni
662 \texttt{connect} o \texttt{listen}, ma se questo è normale per il client non
663 lo è per il server\footnote{un'eccezione a tutto ciò i server che usano RPC.
664 In questo caso viene fatta assegnare dal kernel una porta effimera che poi
665 viene registrata presso il \textit{portmapper}; quest'ultimo è un altro
666 demone che deve essere contattato dai client per ottenere la porta effimera
667 su cui si trova il server} che in genere viene identificato dalla porta su
670 Con \texttt{bind} si può assegnare un IP specifico ad un socket, purché questo
671 appartenga ad una interfaccia della macchina. Per un client TCP questo
672 diventerà l'indirizzo sorgente usato per i tutti i pacchetti inviati sul
673 socket, mentre per un server TCP questo restringerà l'accesso al socket solo
674 alle connessioni che arrivano verso tale indirizzo.
676 Normalmente un client non specifica mai un indirizzo ad un suo socket, ed il
677 kernel sceglie l'indirizzo di origine quando viene effettuata la connessione
678 sulla base dell'interfaccia usata per trasmettere i pacchetti, (che dipende
679 dalle regole di instradamento usate per raggiungere il server).
680 Se un server non specifica il suo indirizzo locale il kernel userà come
681 indirizzo di origine l'indirizzo di destinazione specificato dal SYN del
684 Per specificare un indirizzo generico con IPv4 si usa il valore
685 \texttt{INADDR\_ANY}, il cui valore, come visto anche negli esempi precedenti
686 è pari a zero, nell'esempio \figref{fig:net_serv_code} si è usata
687 un'assegnazione immediata del tipo:
689 serv_add.sin_addr.s_addr = htonl(INADDR_ANY); /* connect from anywhere */
692 Si noti che si è usato \texttt{htonl} per assegnare il valore
693 \texttt{INADDR\_ANY}; benché essendo questo pari a zero il riordinamento sia
694 inutile; ma dato che tutte le costanti \texttt{INADDR\_} sono definite
695 secondo l'ordinamento della macchina è buona norma usare sempre la funzione
698 L'esempio precedete funziona con IPv4 dato che l'indirizzo è rappresentabile
699 anche con un intero a 32 bit; non si può usare lo stesso metodo con IPv6,
700 in cui l'indirizzo è specificato come struttura, perché il linguaggio C non
701 consente l'uso di una struttura costante come operando a destra in una
702 assegnazione. Per questo nell'header \texttt{netinet/in.h} è definita una
703 variabile \texttt{in6addr\_any} (dichiarata come \texttt{extern}, ed
704 inizializzata dal sistema al valore \texttt{IN6ADRR\_ANY\_INIT}) che permette
705 di effettuare una assegnazione del tipo:
707 serv_add.sin6_addr = in6addr_any; /* connect from anywhere */
711 \subsection{La funzione \texttt{connect}}
712 \label{sec:TCPel_func_connect}
714 La funzione \texttt{connect} è usata da un client TCP per stabilire la
715 connessione con un server TCP, il prototipo della funzione è il seguente:
717 \begin{prototype}{sys/socket.h}
718 {int connect(int sockfd, const struct sockaddr *servaddr, socklen\_t addrlen)}
720 Il primo argomento è un file descriptor ottenuto da una precedente chiamata
721 a \texttt{socket}, mentre il secondo e terzo argomento sono rispettivamente
722 l'indirizzo e la dimensione della struttura che contiene l'indirizzo del
723 socket, già descritta in \secref{sec:sock_sockaddr}.
725 La funzione restituisce zero in caso di successo e -1 per un errore, in caso
726 di errore. La variabile \texttt{errno} viene settata secondo i seguenti
729 \item \texttt{EBADF} il file descriptor non è valido.
730 \item \texttt{EFAULT} l'indirizzo della struttura di indirizzi è al di fuori
731 dello spazio di indirizzi dell'utente.
732 \item \texttt{ENOTSOCK} il file descriptor non è associato ad un socket.
733 \item \texttt{EISCONN} il socket è già connesso.
734 \item \texttt{ECONNREFUSED} non c'è nessuno in ascolto sull'indirizzo remoto.
735 \item \texttt{ETIMEDOUT} si è avuto timeout durante il tentativo di
737 \item \texttt{ENETUNREACH} la rete non è raggiungibile.
738 \item \texttt{EADDRINUSE} l'indirizzo locale è in uso.
739 \item \texttt{EINPROGRESS} il socket è non bloccante e la connessione non
740 può essere conclusa immediatamente.
741 \item \texttt{EALREADY} il socket è non bloccante e un tentativo precedente
742 di connessione non si è ancora concluso.
743 \item \texttt{EAGAIN} non ci sono più porte locali libere.
744 \item \texttt{EAFNOSUPPORT} l'indirizzo non ha una famiglia di indirizzi
745 corretta nel relativo campo.
746 \item \texttt{EACCESS, EPERM} si è tentato di eseguire una connessione ad un
747 indirizzo broadcast senza che il socket fosse stato abilitato per il
752 La struttura dell'indirizzo deve essere inizializzata con l'indirizzo IP e il
753 numero di porta del server a cui ci si vuole connettere, come mostrato
754 nell'esempio \secref{sec:net_cli_sample} usando le funzioni illustrate in
755 \secref{sec:sock_addr_func}.
757 Nel caso di socket TCP la funzione \texttt{connect} avvia il three way
758 handshake, e ritorna solo quando la connessione è stabilita o si è verificato
759 un errore. Le possibili cause di errore sono molteplici (ed i relativi codici
760 riportati sopra), quelle che però dipendono dalla situazione della rete e non
761 da errori o problemi nella chiamata della funzione sono le seguenti:
764 \item Il client non riceve risposta al SYN: l'errore restituito è
765 \texttt{ETIMEDOUT}. Stevens riporta che BSD invia un primo SYN alla chiamata
766 di \texttt{connect}, un'altro dopo 6 secondi, un terzo dopo 24 secondi, se
767 dopo 75 secondi non ha ricevuto risposta viene ritornato l'errore. Linux
768 invece ripete l'emissione del SYN ad intervalli di 30 secondi per un numero
769 di volte che può essere stabilito dall'utente sia con una opportuna
770 \texttt{sysctl} che attraverso il filesystem \texttt{/proc} scrivendo il
771 valore voluto in \texttt{/proc/sys/net/ipv4/tcp\_syn\_retries}. Il valore di
772 default per la ripetizione dell'invio è di 5 volte, che comporta un timeout
773 dopo circa 180 secondi.
775 % Le informazioni su tutte le opzioni settabili via /proc stanno in
776 % Linux/Documentation/networking/ip-sysctl.txt
778 \item Il client riceve come risposta al SYN un RST significa che non c'è
779 nessun programma in ascolto per la connessione sulla porta specificata (il
780 che vuol dire probabilmente che o si è sbagliato il numero della porta o che
781 non è stato avviato il server), questo è un errore fatale e la funzione
782 ritorna non appena il RST viene ricevuto riportando un errore
783 \texttt{ECONNREFUSED}.
785 Il flag RST sta per \textit{reset} ed è un segmento inviato direttamente
786 dal TCP quando qualcosa non va. Tre condizioni che generano un RST sono:
787 quando arriva un SYN per una porta che non ha nessun server in ascolto,
788 quando il TCP abortisce una connessione in corso, quando TCP riceve un
789 segmento per una connessione che non esiste.
791 \item Il SYN del client provoca l'emissione di un messaggio ICMP di
792 destinazione non raggiungibile. In questo caso dato che il messaggio può
793 essere dovuto ad una condizione transitoria si ripete l'emissione dei SYN
794 come nel caso precedente, fino al timeout, e solo allora si restituisce il
795 codice di errore dovuto al messaggio ICMP, che da luogo ad un
796 \texttt{ENETUNREACH}.
800 Se si fa riferimento al diagramma degli stati del TCP riportato in
801 \figref{fig:appB:tcp_state_diag} la funzione \texttt{connect} porta un socket
802 dallo stato \texttt{CLOSED} (lo stato iniziale in cui si trova un socket
803 appena creato) prima allo stato \texttt{SYN\_SENT} e poi, al ricevimento del
804 ACK, nello stato \texttt{ESTABLISHED}. Se invece la connessione fallisce il
805 socket non è più utilizzabile e deve essere chiuso.
807 Si noti infine che con la funzione \texttt{connect} si è specificato solo
808 indirizzo e porta del server, quindi solo una metà della socket pair; essendo
809 questa funzione usata nei client l'altra metà contenente indirizzo e porta
810 locale viene lasciata all'assegnazione automatica del kernel, e non è
811 necessario effettuare una \texttt{bind}.
814 \subsection{La funzione \texttt{listen}}
815 \label{sec:TCPel_func_listen}
817 La funzione \texttt{listen} è usata per usare un socket in modalità passiva,
818 cioè, come dice il nome, per metterlo in ascolto di eventuali connessioni; in
819 sostanza l'effetto della funzione è di portare il socket dallo stato
820 \texttt{CLOSED} a quello \texttt{LISTEN}. In genere si chiama la funzione in
821 un server dopo le chiamate a \texttt{socket} e \texttt{bind} e prima della
822 chiamata ad \texttt{accept}. Il prototipo della funzione come definito dalla
825 \begin{prototype}{sys/socket.h}{int listen(int sockfd, int backlog)}
826 La funzione pone il socket specificato da \texttt{sockfd} in modalità
827 passiva e predispone una coda per le connessioni in arrivo di lunghezza pari
828 a \texttt{backlog}. La funzione si può applicare solo a socket di tipo
829 \texttt{SOCK\_STREAM} o \texttt{SOCK\_SEQPACKET}.
831 La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di errore. I
832 codici di errore restituiti in \texttt{errno} sono i seguenti:
834 \item \texttt{EBADF} l'argomento \texttt{sockfd} non è un file descriptor
836 \item \texttt{ENOTSOCK} l'argomento \texttt{sockfd} non è un socket.
837 \item \texttt{EOPNOTSUPP} il socket è di un tipo che non supporta questa
843 Il parametro \texttt{backlog} indica il numero massimo di connessioni pendenti
844 accettate; se esso viene ecceduto il client riceverà una errore di tipo
845 \texttt{ECONNREFUSED}, o se il protocollo, come nel caso del TCP, supporta la
846 ritrasmissione, la richiesta sarà ignorata in modo che la connessione possa
849 Per capire meglio il significato di tutto ciò occorre approfondire la modalità
850 con cui il kernel tratta le connessioni in arrivo. Per ogni socket in ascolto
851 infatti vengono mantenute due code:
853 \item Una coda delle connessioni incomplete (\textit{incomplete connection
854 queue} che contiene un ingresso per ciascun socket per il quale è arrivato
855 un SYN ma il three way handshake non si è ancora concluso. Questi socket
856 sono tutti nello stato \texttt{SYN\_RECV}.
857 \item Una coda delle connessioni complete (\textit{complete connection queue}
858 che contiene un ingresso per ciascun socket per il quale il three way
859 handshake è stato completato ma ancora \texttt{accept} non è ritornata.
860 Questi socket sono tutti nello stato \texttt{ESTABLISHED}.
863 Lo schema di funzionamento è descritto in \nfig, quando arriva un SYN da un
864 client il server crea una nuova entrata nella coda delle connessioni
865 incomplete, e poi risponde con il SYN$+$ACK. La entrata resterà nella coda
866 delle connessioni incomplete fino al ricevimento dell'ACK dal client o fino ad
867 un timeout. Nel caso di completamento del three way handshake l'entrata viene
868 sostata nella coda delle connessioni complete. Quando il processo chiama la
869 funzione \texttt{accept} (vedi \secref{sec:TCPel_func_accept}) la prima
870 entrata nella coda delle connessioni complete è passata al programma, o, se la
871 coda è vuota, il processo viene posto in attesa e risvegliato all'arrivo della
872 prima connessione completa.
874 Storicamente il valore del parametro \texttt{backlog} era corrispondente al
875 massimo valore della somma del numero di entrate possibili per ciascuna di
876 dette code. Stevens riporta che BSD ha sempre applicato un fattore di 1.5 al
877 valore, e provvede una tabella con i risultati ottenuti con vari kernel,
878 compreso Linux 2.0, che mostrano le differenze fra diverse implementazioni.
880 In Linux il significato di questo valore è cambiato a partire dal kernel
881 2.2 per prevenire l'attacco chiamato \texttt{syn flood}. Questo si basa
882 sull'emissione da parte dell'attaccante di un grande numero di pacchetti SYN
883 indirizzati verso una porta forgiati con indirizzo IP fasullo\footnote{con la
884 tecnica che viene detta \textit{ip spoofing}} così che i SYN$+$ACK vanno
885 perduti e la coda delle connessioni incomplete viene saturata, impedendo di
886 fatto ulteriori connessioni.
888 Per ovviare a questo il significato del \texttt{backlog} è stato cambiato a
889 indicare la lunghezza della coda delle connessioni complete. La lunghezza
890 della coda delle connessioni incomplete può essere ancora controllata usando
891 la \texttt{sysctl} o scrivendola direttamente in
892 \texttt{/proc/sys/net/ipv4/tcp\_max\_syn\_backlog}. Quando si attiva la
893 protezione dei syncookies però (con l'opzione da compilare nel kernel e da
894 attivare usando \texttt{/proc/sys/net/ipv4/tcp\_syncookies}) questo valore
895 viene ignorato e non esiste più un valore massimo. In ogni caso in Linux il
896 valore di \texttt{backlog} viene troncato ad un massimo di \texttt{SOMAXCONN}
897 se è superiore a detta costante (che di default vale 128).
899 La scelta storica per il valore di questo parametro è di 5, e alcuni vecchi
900 kernel non supportavano neanche valori superiori, ma la situazione corrente è
901 molto cambiata per via della presenza di server web che devono gestire un gran
902 numero di connessioni per cui un tale valore non è più adeguato. Non esiste
903 comunque una risposta univoca per la scelta del valore, per questo non
904 conviene specificarlo con una costante (il cui cambiamento richiederebbe la
905 ricompilazione del server) ma usare piuttosto una variabile di ambiente (vedi
906 \secref{sec:xxx_env_var}).
908 Lo Stevens tratta accuratamente questo argomento, con esempi presi da casi
909 reali su web server, ed in particolare evidenzia come non sia più vero che il
910 compito principale della coda sia quello di gestire il caso in cui il server è
911 occupato fra chiamate successive alla \texttt{accept} (per cui la coda più
912 occupata sarebbe quella delle connessioni completate), ma piuttosto quello di
913 gestire la presenza di un gran numero di SYN in attesa di concludere il
916 Infine va messo in evidenza che nel caso di socket TCP quando un SYN arriva
917 con tutte le code piene, il pacchetto deve essere ignorato. Questo perché la
918 condizione in cui le code sono piene è ovviamente transitoria, per cui se il
919 client ritrasmette il SYN è probabile che passato un po' di tempo possa
920 trovare nella coda lo spazio per una nuova connessione. Se invece si
921 rispondesse con un RST per indicare l'impossibilità di effettuare la
922 connessione la chiamata a \texttt{connect} nel client ritornerebbe con una
923 condizione di errore, costringendo a inserire nell'applicazione la gestione
924 dei tentativi di riconnessione che invece può essere effettuata in maniera
925 trasparente dal protocollo TCP.
928 \subsection{La funzione \texttt{accept}}
929 \label{sec:TCPel_func_accept}
931 La funzione \texttt{accept} è chiamata da un server TCP per gestire la
932 connessione una volta che sia stato completato il three way handshake, la
933 funzione restituisce un nuovo socket descriptor su cui si potrà operare per
934 effettuare la comunicazione. Se non ci sono connessioni completate il processo
935 viene messo in attesa. Il prototipo della funzione è il seguente:
937 \begin{prototype}{sys/socket.h}
938 {int listen(int sockfd, struct sockaddr *addr, socklen\_t *addrlen)}
939 La funzione estrae la prima connessione relativa al socket \texttt{sockfd}
940 in attesa sulla coda delle connessioni complete, che associa ad nuovo socket
941 con le stesse caratteristiche di \texttt{sockfd} (restituito dalla funzione
942 stessa). Il socket originale non viene toccato. Nella struttura
943 \texttt{addr} e nella variabile \texttt{addrlen} vengono restituiti
944 indirizzo e relativa lunghezza del client che si è connesso.
946 La funzione restituisce un numero di socket descriptor positivo in caso di
947 successo e -1 in caso di errore, nel qual caso la variabile \texttt{errno}
948 viene settata ai seguenti valori:
951 \item \texttt{EBADF} l'argomento \texttt{sockfd} non è un file descriptor
953 \item \texttt{ENOTSOCK} l'argomento \texttt{sockfd} non è un socket.
954 \item \texttt{EOPNOTSUPP} il socket è di un tipo che non supporta questa
956 \item \texttt{EAGAIN} o \item \texttt{EWOULDBLOCK} il socket è stato
957 settato come non bloccante, e non ci sono connessioni in attesa di essere
959 \item \texttt{EFAULT} l'argomento \texttt{addr} .
960 \item \texttt{EPERM} Firewall rules forbid connection.
962 \item \texttt{ENOBUFS, ENOMEM} Not enough free memory. This often means
963 that the memory allocation is limited by the socket buffer limits, not by
966 Inoltre possono essere restituiti gli errori di rete relativi al nuovo
967 socket come: \texttt{EMFILE}, \texttt{EINVAL}, \texttt{ENOSR},
968 \texttt{ENOBUFS}, \texttt{EPERM}, \texttt{ECONNABORTED},
969 \texttt{ESOCKTNOSUPPORT}, \texttt{EPROTONOSUPPORT}, \texttt{ETIMEDOUT},
970 \texttt{ERESTARTSYS}.
975 La funzione può essere usata solo con socket che supportino la connessione
976 (cioè di tipo \texttt{SOCK\_STREAM}, \texttt{SOCK\_SEQPACKET} o
977 \texttt{SOCK\_RDM}). Per alcuni protocolli che richiedono una conferma
978 esplicita della connessione, (attualmente in Linux solo DECnet ha questo
979 comportamento), la funzione opera solo l'estrazione dalla coda delle
980 connessioni, la conferma della connessione viene fatta implicitamente dalla
981 prima chiamata ad una \texttt{read} o una \texttt{write} mentre il rifiuto
982 della connessione viene fatto con la funzione \texttt{close}.
984 È da chiarire che Linux presenta un comportamento diverso nella gestione degli
985 errori rispetto ad altre implementazioni dei socket BSD, infatti la funzione
986 \texttt{accept} passa gli errori di rete pendenti sul nuovo socket come codici
987 di errore per \texttt{accept}. Inoltre la funzione non fa ereditare ai nuovi
988 socket flag come \texttt{O\_NONBLOCK}, che devono essere rispecificati volta
989 volta, questo è un comportamento diverso rispetto a quanto accade con BSD e
990 deve essere tenuto in conto per scrivere programmi portabili.
992 I due argomenti \texttt{cliaddr} e \texttt{addrlen} (si noti che quest'ultimo
993 è passato per indirizzo per avere indietro il valore) sono usati per ottenere
994 l'indirizzo del client da cui proviene la connessione. Prima della chiamata
995 \texttt{addrlen} deve essere inizializzato alle dimensioni della struttura il
996 cui indirizzo è passato come argomento in \texttt{cliaddr}, al ritorno della
997 funzione \texttt{addrlen} conterrà il numero di bytes scritti dentro
998 \texttt{cliaddr}. Se questa informazione non interessa basterà inizializzare a
999 \texttt{NULL} detti puntatori.
1001 Se la funzione ha successo restituisce il descrittore di un nuovo socket
1002 creato dal kernel (detto \textit{connected socket}) a cui viene associata la
1003 prima connessione completa (estratta dalla relativa coda, vedi
1004 \secref{sec:TCPel_func_listen}) che il client TCP ha effettuato verso il
1005 socket \texttt{sockfd}. Quest'ultimo (detto \textit{listening socket}) è
1006 quello creato all'inizio e messo in ascolto con \texttt{listen}, e non viene
1007 toccato dalla funzione.
1008 Se non ci sono connessioni pendenti da accettare la funzione mette in attesa
1009 il processo\footnote{a meno che non si sia settato il socket per essere
1010 non-bloccante, nel qual caso ritorna con l'errore \texttt{EAGAIN},
1011 torneremo su questa modalità di operazione in \secref{sec:xxx_sock_noblock}}
1012 fintanto che non ne arriva una.
1014 Il meccanismo di funzionamento di \texttt{accept} è essenziale per capire il
1015 funzionamento di un server: in generale infatti c'è sempre un solo socket in
1016 ascolto, che resta per tutto il tempo nello stato \texttt{LISTEN}, mentre le
1017 connessioni vengono gestite dai nuovi socket ritornati da \texttt{accept} che
1018 si trovano automaticamente nello stato \texttt{ESTABLISHED} e utilizzati fino
1019 alla chiusura della connessione che avviene su di essi. Si può riconoscere
1020 questo schema anche nell'esempio elementare in \figref{fig:net_serv_code} dove
1021 per ogni connessione il socket creato da \texttt{accept} viene chiuso dopo
1025 \subsection{La funzione \texttt{close}}
1026 \label{sec:TCPel_func_close}
1028 La funzione standard unix \texttt{close} (vedi \secref{sec:fileunix_close})
1029 che si usa sui file può essere usata con lo stesso effetto anche sui socket
1032 L'azione standard di questa funzione quando applicata a socket è di marcarlo
1033 come chiuso e ritornare immediatamente al processo. Una volta chiamata il
1034 socket descriptor non è più utilizzabile dal processo e non può essere usato
1035 come argomento per una \texttt{write} o una \texttt{read} (anche se l'altro
1036 capo della connessione non avesse chiuso la sua parte). Il kernel invierà
1037 comunque tutti i dati che ha in coda prima di iniziare la sequenza di chiusura.
1039 Vedremo più avanti in \secref{sec:TCPadv_so_linger} come è possibile cambiare
1040 questo comportamento, e cosa deve essere fatto perché il processo possa
1041 assicurarsi che l'altro capo abbia ricevuto tutti i dati.
1043 Come per i file anche per i socket descriptor viene mantenuto un numero di
1044 riferimenti, per cui se più di un processo ha lo stesso socket aperto
1045 l'emissione del FIN e la sequenza di chiusura di TCP non viene innescata
1046 fintanto che il numero di riferimenti non si annulla. Questo è il
1047 comportamento normale che ci si aspetta in un'applicazione client/server quale
1048 quella che illustreremo in \secref{sec:TCPel_cunc_serv}.
1050 Per attivare immediatamente l'emissione del FIN e la sequenza di chiusura si
1051 può usare la funzione \texttt{shutdown} su cui torneremo in seguito.
1054 \section{I server concorrenti su TCP}
1055 \label{sec:TCPel_cunc_serv}
1057 Il server \texttt{daytime} dell'esempio in \secref{sec:net_cli_sample} è un
1058 tipico esempio di server iterativo, in cui viene servita una richiesta alla
1059 volta; in generale però, specie se il servizio è più complesso e comporta uno
1060 scambio di dati più sostanzioso di quello in questione, non è opportuno
1061 bloccare un server nel servizio di un client per volta; per questo si ricorre
1062 alle capacità di multitasking del sistema.
1064 Il modo più immediato per creare un server concorrente è allora quello di
1065 usare la funzione \texttt{fork} per far creare al server per ogni richiesta da
1066 parte di un client un processo figlio che si incarichi della gestione della
1070 \subsection{Un esempio di server \textit{daytime} concorrente}
1071 \label{sec:TCPel_cunc_daytime}
1073 Per illustrare il meccanismo usato in generale per creare un server
1074 concorrente abbiamo riscritto il server \texttt{daytime} dell'esempio
1075 precedente in forma concorrente, inserendo anche una opzione per la stampa
1076 degli indirizzi delle connessioni ricevute.
1078 In \nfig\ è mostrato un estratto del codice, in cui si sono tralasciati il
1079 trattamento delle opzioni e le parti rimaste invariate rispetto al precedente
1080 esempio. Al solito il sorgente completo del server
1081 \texttt{ElemDaytimeTCPCuncServ.c} è allegato nella directory dei sorgenti.
1083 \begin{figure}[!htb]
1085 \begin{lstlisting}{}
1086 #include <sys/types.h> /* predefined types */
1087 #include <unistd.h> /* include unix standard library */
1088 #include <arpa/inet.h> /* IP addresses conversion utiliites */
1089 #include <sys/socket.h> /* socket library */
1090 #include <stdio.h> /* include standard I/O library */
1093 int main(int argc, char *argv[])
1095 int list_fd, conn_fd;
1097 struct sockaddr_in serv_add, client;
1098 char buffer[MAXLINE];
1104 /* write daytime to client */
1106 if ( (conn_fd = accept(list_fd, (struct sockaddr *)&client, &len))
1108 perror("accept error");
1111 /* fork to handle connection */
1112 if ( (pid = fork()) < 0 ){
1113 perror("fork error");
1116 if (pid == 0) { /* child */
1118 timeval = time(NULL);
1119 snprintf(buffer, sizeof(buffer), "%.24s\r\n", ctime(&timeval));
1120 if ( (write(conn_fd, buffer, strlen(buffer))) < 0 ) {
1121 perror("write error");
1125 inet_ntop(AF_INET, &client.sin_addr, buffer, sizeof(buffer));
1126 printf("Request from host %s, port %d\n", buffer,
1127 ntohs(client.sin_port));
1131 } else { /* parent */
1135 /* normal exit, never reached */
1139 \caption{Esempio di codice di un server concorrente elementare per il
1141 \label{fig:TCPelem_serv_code}
1144 Come si può vedere (alle linee \texttt{\small 21--25}) la funzione
1145 \texttt{accept} stavolta è chiamata fornendo una struttura di indirizzi in cui
1146 saranno ritornati numero IP e porta da cui il client effettua la connessione,
1147 che stamperemo, se avremo abilitato il logging, sullo standard output
1148 (\texttt{\small 39--43}).
1150 Quando \texttt{accept} ritorna il server chiama la funzione \texttt{fork}
1151 (\texttt{\small 26--30}) per creare il processo figlio che effettuerà tutte le
1152 operazioni relative a quella connessione (\texttt{\small 31--45}), mentre il
1153 padre resterà in attesa di ulteriori connessioni.
1155 Si noti come il figlio operi solo sul socket connesso, chiudendo
1156 immediatamente il socket \texttt{list\_fd}; mentre il padre continua ad
1157 operare solo sul socket in ascolto chiudendo \texttt{sock\_fd} dopo ciascuna
1158 \texttt{accept}. Per quanto abbiamo detto in \secref{sec:TCPel_func_close}
1159 queste due chiusure non causano l'innesco della sequenza di chiusura perché il
1160 numero di riferimenti non si è annullato.
1162 Infatti subito dopo la creazione del socket \texttt{list\_fd} ha una
1163 referenza, e lo stesso vale per \texttt{sock\_fd} dopo il ritorno di
1164 \texttt{accept}, ma dopo la fork i descrittori vengono duplicati nel padre e
1165 nel figlio per cui entrambi i socket si trovano con due referenze. Questo fa
1166 si che quando il padre chiude \texttt{sock\_fd} esso resta con una referenza
1167 da parte del figlio, e sarà definitivamente chiuso solo quando quest'ultimo,
1168 dopo aver completato le sue operazioni, chiamerà la funzione \texttt{close}.
1170 In realtà per il figlio non sarebbero necessarie nessuna delle due chiamate a
1171 \texttt{close} in quanto nella \texttt{exit} tutti i file ed i socket vengono
1172 chiusi, ma si è preferito effettuare la chiusura esplicitamente per avere una
1173 maggiore chiarezza del codice ed evitare possibili errori.
1175 Si noti come sia essenziale che il padre chiuda ogni volta il socket connesso
1176 dopo la \texttt{accept}; se così non fosse nessuno di questi socket sarebbe
1177 effettivamente chiuso dato che alla chiusura da parte del figlio resterebbe
1178 ancora un riferimento. Si avrebbero così due effetti, il padre potrebbe
1179 esaurire i descrittori disponibili (che sono un numero limitato per ogni
1180 processo) e soprattutto nessuna delle connessioni con i client verrebbe
1184 \subsection{Le funzioni \texttt{getsockname} e \texttt{getpeername}}
1185 \label{sec:TCPel_get_names}
1187 Queste due funzioni vengono usate per ottenere la socket pair associata ad un
1188 certo socket; la prima restituisce l'indirizzo locale, la seconda quello
1191 \begin{prototype}{sys/socket.h}
1192 {int getsockname(int sockfd, struct sockaddr * name, socklen\_t * namelen)}
1194 La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di errore. I
1195 codici di errore restituiti in \texttt{errno} sono i seguenti:
1197 \item \texttt{EBADF} l'argomento \texttt{sockfd} non è un file descriptor
1199 \item \texttt{ENOTSOCK} l'argomento \texttt{sockfd} non è un socket.
1200 \item \texttt{ENOBUFS} non ci sono risorse sufficienti nel sistema per
1201 eseguire l'operazione.
1202 \item \texttt{EFAULT} l'argomento \texttt{name} punta al di fuori dello
1203 spazio di indirizzi del processo.
1207 La funzione \texttt{getsockname} si usa tutte le volte che si vuole avere
1208 l'indirizzo locale di un socket; ad esempio può essere usata da un client (che
1209 usualmente non chiama \texttt{bind}) per ottenere numero IP e porta locale
1210 associati al socket restituito da una \texttt{connect}, o da un server che ha
1211 chiamato \texttt{bind} su un socket usando 0 come porta locale per ottenere il
1212 numero di porta effimera assegnato dal kernel.
1214 Inoltre quando un server esegue una \texttt{bind} su un indirizzo generico, se
1215 chiamata dopo il completamento di una connessione sul socket restituito da
1216 \texttt{accept}, restituisce l'indirizzo locale che il kernel ha assegnato a
1220 \begin{prototype}{sys/socket.h}
1221 {int getpeername(int sockfd, struct sockaddr * name, socklen\_t * namelen)}
1223 La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di errore. I
1224 codici di errore restituiti in \texttt{errno} sono i seguenti:
1226 \item \texttt{EBADF} l'argomento \texttt{sockfd} non è un file descriptor
1228 \item \texttt{ENOTSOCK} l'argomento \texttt{sockfd} non è un socket.
1229 \item \texttt{ENOTCONN} il socket non è connesso.
1230 \item \texttt{ENOBUFS} non ci sono risorse sufficienti nel sistema per
1231 eseguire l'operazione.
1232 \item \texttt{EFAULT} l'argomento \texttt{name} punta al di fuori dello
1233 spazio di indirizzi del processo.
1238 La funzione \texttt{getpeername} si usa tutte le volte che si vuole avere
1239 l'indirizzo remoto di un socket.
1241 Ci si può chiedere a cosa serva questa funzione dato che dal lato client
1242 l'indirizzo remoto è sempre noto quando si esegue la \texttt{connect} mentre
1243 dal lato server si possono usare, come si è fatto nell'esempio precedente, i
1244 valori di ritorno di \texttt{accept}.
1246 In generale però questa ultima possibilità è sempre possibile. In particolare
1247 questo avviene quando il server invece di far gestire la connessione
1248 direttamente a un processo figlio, come nell'esempio precedente, lancia un
1249 opportuno programma per ciascuna connessione usando \texttt{exec} (questa ad
1250 esempio è la modailità con cui opera il \textsl{super-server} \texttt{inetd}
1251 che gestisce tutta una serie di servizi lanciando per ogni connessione
1252 l'opportuno server).
1254 In questo caso benché il processo figlio abbia una immagine della memoria che
1255 è copia di quella del processo padre (e contiene quindi anche la struttura
1256 ritornata da \texttt{accept}), all'esecuzione di \texttt{exec} viene caricata
1257 in memoria l'immagine del programma eseguito che a questo punto perde ogni
1258 riferimento. Il socket descriptor però resta aperto. Allora se una opportuna
1259 convenzione è seguita per rendere noto al programma eseguito qual'è il socket
1260 connesso (\texttt{inetd} ad esempio fa sempre in modo che i file descriptor 0,
1261 1 e 2 corrispondano al socket connesso) quest'ultimo potrà usare la funzione
1262 \texttt{getpeername} per determinare l'indirizzo remoto del client.
1264 Infine è da chiarire (si legga la man page) che come per \texttt{accept} il
1265 terzo parametro che è specificato dallo standard POSIX 1003.1g come di tipo
1266 \texttt{socklen\_t *} in realtà deve sempre corrispondere ad un \texttt{int *}
1267 come prima dello standard perché tutte le implementazioni dei socket BSD fanno