[gapil.git] / elemtcp.tex

\chapter{Socket TCP elementari}
\label{cha:elem_TCP_sock}

In questo capitolo iniziamo ad approfondire la conoscenza dei socket TCP,
tratteremo qui dunque il funzionamento delle varie funzioni che si sono usate
nei due esempi elementari forniti in precedenza (vedi
\secref{sec:net_cli_sample} e \secref{sec:net_serv_sample}), previa una
descrizione delle principali caratteristiche del funzionamento di una
connessione TCP.


\section{Il funzionamento di una connessione TCP}
\label{sec:TCPel_connession}

Prima di entrare nei dettagli delle funzioni usate nelle applicazioni che
utilizzano i sokcet TCP, è fondamentale spiegare alcune basi del funzionamento
del TCP; la conoscenza del funzionamento del protocollo è infatti essenziale
per capire il modello di programmazione ed il funzionamento delle API.

In particolare ci concentreremo sulle modalità con le quali il protocollo dà
inizio e conclude una connessione; faremo inoltre anche un breve accenno al
significato di alcuni dei vari stati che il protocollo assume durante la vita
di una connessione, che possono essere osservati per ciascun socket attivo con
l'uso del programma \texttt{netstat}.

\subsection{La creazione della connessione: il \textit{three way handshake}}
\label{sec:TCPel_conn_cre}

Il processo che porta a creare una connessione TCP è chiamato \textit{three
  way handshake}; la successione tipica degli eventi (la stessa che si
verifica utilizzando il codice dei due precedenti esempi elementari
\figref{fig:net_cli_code} e \figref{fig:net_serv_code}) che porta alla
creazione di una connessione è la seguente:
 
\begin{enumerate}
\item Il server deve essere preparato per accettare le connessioni in arrivo;
  il procedimento si chiama \textsl{apertura passiva} del socket (in inglese
  \textit{passive open}); questo viene fatto chiamando la sequenza di funzioni
  \texttt{socket}, \texttt{bind} e \texttt{listen}. Completata l'apertura
  passiva il server chiama la funzione \texttt{accept} e il processo si blocca
  in attesa di connessioni.
  
\item Il client richiede l'inizio della connessione usando la funzione
  \texttt{connect}, attraverso un procedimento che viene chiamato
  \textsl{apertura attiva}, dall'inglese \textit{active open}. La chiamata di
  \texttt{connect} blocca il processo e causa l'invio da parte del client di
  un segmento \texttt{SYN}\footnote{Si ricordi che il segmento è l'unità
    elementare di dati trasmessa dal protocollo TCP al livello superiore;
    tutti i segmenti hanno un header che contiene le informazioni che servono
    allo \textit{stack TCP} (così viene di solito chiamata la parte del kernel
    che implementa il protocollo) per realizzare la comunicazione, fra questi
    dati ci sono una serie di flag usati per gestire la connessione, come
    \texttt{SYN}, \texttt{ACK}, \texttt{URG}, \texttt{FIN}, alcuni di essi,
    come \texttt{SYN} (che sta per \textit{syncronize}) corrispondono a
    funzioni particolari del protocollo e danno il nome al segmento, (per
    maggiori dettagli vedere \capref{cha:tcp_protocol})}, in sostanza viene
  inviato al server un pacchetto IP che contiene solo gli header IP e TCP (con
  il numero di sequenza iniziale e il flag \texttt{SYN}) e le opzioni di TCP.
  
\item il server deve dare ricevuto (l'\textit{acknowledge}) del \texttt{SYN}
  del client, inoltre anche il server deve inviare il suo \texttt{SYN} al
  client (e trasmettere il suo numero di sequenza iniziale) questo viene fatto
  ritrasmettendo un singolo segmento in cui entrambi i flag \texttt{SYN}
  \texttt{ACK} e sono settati.
  
\item una volta che il client ha ricevuto l'acknowledge dal server la funzione
  \texttt{connect} ritorna, l'ultimo passo è dare dare il ricevuto del
  \texttt{SYN} del server inviando un \texttt{ACK}. Alla ricezione di
  quest'ultimo la funzione \texttt{accept} del server ritorna e la connessione
  è stabilita.
\end{enumerate} 

Il procedimento viene chiamato \textit{three way handshake} dato che per
realizzarlo devono essere scambiati tre segmenti.  In \nfig\ si è
rappresentata graficamente la sequenza di scambio dei segmenti che stabilisce
la connessione.

% Una analogia citata da R. Stevens per la connessione TCP è quella con il
% sistema del telefono. La funzione \texttt{socket} può essere considerata
% l'equivalente di avere un telefono. La funzione \texttt{bind} è analoga al
% dire alle altre persone qual'è il proprio numero di telefono perché possano
% chiamare. La funzione \texttt{listen} è accendere il campanello del telefono
% per sentire le chiamate in arrivo.  La funzione \texttt{connect} richiede di
% conoscere il numero di chi si vuole chiamare. La funzione \texttt{accept} è
% quando si risponde al telefono.

\begin{figure}[htb]
  \centering
  \includegraphics[width=10cm]{img/three_way_handshake.eps}  
  \caption{Il \textit{three way handshake} del TCP}
  \label{fig:TCPel_TWH}
\end{figure}

Si è accennato in precedenza ai \textsl{numeri di sequenza} (che sono anche
riportati in \curfig); per gestire una connessione affidabile infatti il
protocollo TCP prevede nell'header la presenza di un numero a 32 bit (chiamato
appunto \textit{sequence number}) che identifica a quale byte nella sequenza
del flusso corrisponde il primo byte della sezione dati contenuta nel
segmento.

Il numero di sequenza di ciascun segmento viene calcolato a partire da un
\textsl{numero di sequenza iniziale} generato in maniera casuale del kernel
all'inizio della connessione e trasmesso con il SYN; l'acknowledgement di
ciascun segmento viene effettuato dall'altro capo della connessione settando
il flag \texttt{ACK} e restituendo nell'apposito campo dell'header un
\textit{acknowledge number}) pari al numero di sequenza che il ricevente si
aspetta di ricevere con il pacchetto successivo; dato che il primo pacchetto
SYN consuma un byte, nel \textit{three way handshake} il numero di acknowledge
è sempre pari al numero di sequenza iniziale incrementato di uno; lo stesso
varrà anche (vedi \nfig) per l'acknowledgement di un FIN.

\subsection{Le opzioni TCP.}
\label{sec:TCPel_TCP_opt}

Ciascun segmento SYN contiene in genere delle opzioni per il protocollo TCP
(le cosiddette \textit{TCP options}, che vengono inserite fra l'header e i
dati) che servono a comunicare all'altro capo una serie di parametri utili a
regolare la connessione. Normalmente vengono usate le seguenti opzioni:

\begin{itemize}
\item \textit{MSS option} Sta per \textit{maximum segment size}, con questa
  opzione ciascun capo della connessione annuncia all'altro il massimo
  ammontare di dati che vorrebbe accettare per ciascun segmento nella
  connessione corrente. È possibile leggere e scrivere questo valore attraverso
  l'opzione del socket \texttt{TCP\_MAXSEG}.
  
\item \textit{window scale option} come spiegato in \capref{cha:tcp_protocol} il
  protocollo TCP implementa il controllo di flusso attraverso una
  \textsl{finestra annunciata} (\textit{advertized window}) con la quale
  ciascun capo della comunicazione dichiara quanto spazio disponibile ha in
  memoria per i dati. Questo è un numero a 16 bit dell'header, che così può
  indicare un massimo di 65535 bytes (anche se Linux usa come massimo 32767
  per evitare problemi con alcuni stack bacati che usano l'aritmetica con
  segno per implementare lo stack TCP); ma alcuni tipi di connessione come
  quelle ad alta velocità (sopra i 45Mbits/sec) e quelle che hanno grandi
  ritardi nel cammino dei pacchetti (come i satelliti) richiedono una finestra
  più grande per poter ottenere il massimo dalla trasmissione, per questo
  esiste questa opzione che indica un fattore di scala da applicare al valore
  della finestra annunciata\footnote{essendo una nuova opzione per garantire
    la compatibilità con delle vecchie implementazioni del protocollo la
    procedura che la attiva prevede come negoziazione che l'altro capo della
    connessione riconosca esplicitamente l'opzione inserendola anche lui nel
    suo SYN di risposta dell'apertura della connessione} per la connessione
  corrente (espresso come numero di bit cui shiftare a sinistra il valore
  della finestra annunciata inserito nel pacchetto).

\item \textit{timestamp option} è anche questa una nuova opzione necessaria
  per le connessioni ad alta velocità per evitare possibili corruzioni di dati
  dovute a pacchetti perduti che riappaiono; anche questa viene negoziata come
  la precedente.

\end{itemize}

La MSS è generalmente supportata da quasi tutte le implementazioni del
protocollo, le ultime due opzioni (trattate nell'RFC 1323) sono meno comuni;
vengono anche dette \textit{long fat pipe options} dato che questo è il nome
che viene dato alle connessioni caratterizzate da alta velocità o da ritardi
elevati. In ogni caso Linux supporta pienamente entrambe le opzioni.

\subsection{La terminazione della connessione}
\label{sec:TCPel_conn_term}

Mentre per creare una connessione occorre un interscambio di tre segmenti, la
procedura di chiusura ne richiede quattro; ancora una volta si può fare
riferimento al codice degli esempi \figref{fig:net_cli_code} e
\figref{fig:net_serv_code}, in questo caso la successione degli eventi è la
seguente:

\begin{enumerate}
\item Un processo ad uno dei due capi chiama la funzione \texttt{close}, dando
  l'avvio a quella che viene chiamata \textsl{chiusura attiva} (da
  \textit{active close}). Questo comporta l'emissione di un segmento FIN, che
  significa che si è finito con l'invio dei dati sulla connessione.
  
\item L'altro capo della connessione riceve il FIN ed esegue la
  \textit{chiusura passiva} (da \textit{passive close}); al FIN, come per
  tutti i pacchetti, viene risposto con un ACK. Inoltre il ricevimento del FIN
  viene passato al processo che ha aperto il socket come un end-of-file sulla
  lettura (dopo che ogni altro eventuale dato rimasto in coda è stato
  ricevuto), dato che il ricevimento di un FIN significa che non si
  riceveranno altri dati sulla connessione.

\item Dopo un certo tempo anche il secondo processo chiamerà la funzione
  \texttt{close} sul proprio socket, causando l'emissione di un altro segmento
  FIN. 

\item L'altro capo della connessione riceverà il FIN conclusivo e risponderà
  con un ACK.
\end{enumerate}

Dato che in questo caso sono richiesti un FIN ed un ACK per ciascuna direzione
normalmente i segmenti scambiati sono quattro; normalmente giacché in alcune
situazioni il FIN del passo 1) è inviato insieme a dei dati. Comunque non è
detto, anche se è possibile, che i segmenti inviati nei passi 2 e 3, siano
accorpati in un singolo segmento. In \nfig\ si è rappresentato graficamente lo
sequenza di scambio dei segmenti che stabilisce la connessione.

\begin{figure}[htb]
  \centering  
  \includegraphics[width=10cm]{img/tcp_close.eps}  
  \caption{La chiusura di una connessione TCP}
  \label{fig:TCPel_close}
\end{figure}

Come per il SYN anche il FIN occupa un byte nel numero di sequenza, per cui
l'ACK riporterà un \textit{acknowledge number} incrementato di uno. 

Si noti che nella sequenza di chiusura fra i passi 2 e 3 è in teoria possibile
che si mantenga un flusso di dati dal capo della connessione che sta eseguendo
la chiusura passiva a quello che sta eseguendo la chiusura attiva. Nella
sequenza indicata i dati verrebbero persi, dato che si è chiuso il socket, ma
esistono situazione in cui si vuole che avvenga proprio questo, che è chiamato
\textit{half-close}, per cui torneremo su questo aspetto e su come utilizzarlo
più avanti, quando parleremo della funzione \texttt{shutdown}.

La emissione del FIN avviene quando il socket viene chiuso, questo però non
avviene solo per la chiamata della funzione \texttt{close} (come in
\figref{fig:net_serv_code}), ma anche alla terminazione di un processo (come
in \figref{fig:net_cli_code}). Questo vuol dire ad esempio che se un processo
viene terminato da un segnale tutte le connessioni aperte verranno chiuse.

Infine è da sottolineare che, benché nella figura (e nell'esempio che vedremo
più avanti in \secref{sec:TCPsimp_echo}) sia il client ad eseguire la chiusura
attiva, nella realtà questa può essere eseguita da uno qualunque dei due capi
della comunicazione (come in fatto in precedenza da
\figref{fig:net_serv_code}), e benché quello del client sia il caso più comune
ci sono alcuni servizi, il principale dei quali è l'HTTP, per i quali è il
server ad effettuare la chiusura attiva.

\subsection{Un esempio di connessione}
\label{sec:TCPel_conn_dia}

Le operazioni del TCP nella creazione e conclusione di una connessione sono
specificate attraverso il diagramma di transizione degli stati riportato in
\nfig. TCP prevede l'esistenza di 11 diversi stati per un socket ed un insieme
di regole per le transizioni da uno stato all'altro basate sullo stato
corrente e sul tipo di segmento ricevuto; i nomi degli stati sono gli stessi
che vengono riportati del comando \texttt{netstat} nel campo \textit{State}.

Una descrizione completa del funzionamento del protocollo va al di là degli
obiettivi di questo libro; un approfondimento sugli aspetti principali si
trova in \capref{cha:tcp_protocol}, ma per una trattazione esauriente il
miglior riferimento resta (FIXME citare lo Stevens); qui ci limiteremo a
descrivere brevemente un semplice esempio di connessione e le transizioni che
avvengono nei due casi appena citati (creazione e terminazione della
connessione).

In assenza di connessione lo stato del TCP è \texttt{CLOSED}; quando una
applicazione esegue una apertura attiva il TCP emette un SYN e lo stato
diventa \texttt{SYN\_SENT}; quando il TCP riceve la risposta del SYN$+$ACK
emette un ACK e passa allo stato \texttt{ESTABLISHED}; questo è lo stato
finale in cui avviene la gran parte del trasferimento dei dati.

Dal lato server in genere invece il passaggio che si opera con l'apertura
passiva è quello di portare il socket dallo stato \texttt{CLOSED} allo
stato \texttt{LISTEN} in cui vengono accettate le connessioni.

Dallo stato \texttt{ESTABLISHED} si può uscire in due modi; se un'applicazione
chiama la \texttt{close} prima di aver ricevuto un end of file (chiusura
attiva) la transizione è verso lo stato \texttt{FIN\_WAIT\_1}; se invece
l'applicazione riceve un FIN nello stato \texttt{ESTABLISHED} (chiusura
passiva) la transizione è verso lo stato \texttt{CLOSE\_WAIT}.

In \nfig\ è riportato lo schema dello scambio dei pacchetti che avviene per
una un esempio di connessione, insieme ai vari stati che il protocollo viene
ad assumere per i due lati, server e client.

\begin{figure}[htb]
  \centering
  \includegraphics[width=9cm]{img/tcp_connection.eps}  
  \caption{Schema dello scambio di pacchetti per un esempio di connessione}
  \label{fig:TPCel_conn_example}
\end{figure}

La connessione viene iniziata dal client che annuncia un MSS di 1460 (un
valore tipico per IPv4 su ethernet) con Linux, il server risponde con lo
stesso valore (ma potrebbe essere anche un valore diverso).

Una volta che la connessione è stabilita il client scrive al server una
richiesta (che assumiamo stare in un singolo segmento, cioè essere minore dei
1460 bytes annunciati dal server), quest'ultimo riceve la richiesta e
restituisce una risposta (che di nuovo supponiamo stare in un singolo
segmento). Si noti che l'acknowledge della richiesta è mandato insieme alla
risposta, questo viene chiamato \textit{piggybacking} ed avviene tutte le
volte che che il server è sufficientemente veloce a costruire la risposta, in
caso contrario si avrebbe prima l'emissione di un ACK e poi l'invio della
risposta.

Infine si ha lo scambio dei quattro segmenti che terminano la connessione
secondo quanto visto in \secref{sec:TCPel_conn_term}; si noti che il capo
della connessione che esegue la chiusura attiva entra nello stato
\texttt{TIME\_WAIT} su cui torneremo fra poco.

È da notare come per effettuare uno scambio di due pacchetti (uno di richiesta
e uno di risposta) il TCP necessiti di ulteriori otto segmenti, se invece si
fosse usato UDP sarebbero stati sufficienti due soli pacchetti. Questo è il
costo che occorre pagare per avere l'affidabilità garantita dal TCP, se si
fosse usato UDP si sarebbe dovuto trasferire la gestione di tutta una serie di
dettagli (come la verifica della ricezione dei pacchetti) dal livello del
trasporto all'interno dell'applicazione.

Quello che è bene sempre tenere presente è allora quali sono le esigenze che
si hanno in una applicazione di rete, perché non è detto che TCP sia la
miglior scelta in tutti i casi (ad esempio se si devono solo scambiare dati
già organizzati in piccoli pacchetti l'overhead aggiunto può essere eccessivo)
per questo esistono applicazioni che usano UDP e lo fanno perché nel caso
specifico le sue caratteristiche di velocità e compattezza nello scambio dei
dati rispondono meglio alle esigenze che devono essere affrontate.

\subsection{Lo stato \texttt{TIME\_WAIT}}
\label{sec:TCPel_time_wait}

Come riportato da Stevens (FIXME citare) lo stato \texttt{TIME\_WAIT} è
probabilmente uno degli aspetti meno compresi del protocollo TCP, è infatti
comune trovare nei newsgroup domande su come sia possibile evitare che
un'applicazione resti in questo stato lasciando attiva una connessione ormai
conclusa; la risposta è che non deve essere fatto, ed il motivo cercheremo di
spiegarlo adesso.

Come si è visto nell'esempio precedente (vedi \curfig) \texttt{TIME\_WAIT} è
lo stato finale in cui il capo di una connessione che esegue la chiusura
attiva resta prima di passare alla chiusura definitiva della connessione. Il
tempo in cui l'applicazione resta in questo stato deve essere due volte la MSL
(\textit{Maximum Segment Lifetime}). 

La MSL è la stima del massimo periodo di tempo che un pacchetto IP può vivere
sulla rete; questo tempo è limitato perché ogni pacchetto IP può essere
ritrasmesso dai router un numero massimo di volte (detto \textit{hop limit}).
Il numero di ritrasmissioni consentito è indicato dal campo TTL dell'header di
IP (per maggiori dettagli vedi \secref{sec:appA_xxx}), e viene decrementato ad
ogni passaggio da un router; quando si annulla il pacchetto viene scartato.
Siccome il numero è ad 8 bit il numero massimo di ``salti'' è di 255, pertanto
anche se il TTL (da \textit{time to live}) non è propriamente un limite sul
tempo di vita, si stima che un pacchetto IP non possa restare nella rete per
più di MSL secondi.

Ogni implementazione del TCP deve scegliere un valore per la MSL (l'RFC1122
raccomanda 2 minuti, Linux usa 30 secondi), questo comporta una durata dello
stato \texttt{TIME\_WAIT} che a seconda delle implementazioni può variare fra
1 a 4 minuti.

Lo stato \texttt{TIME\_WAIT} viene utilizzato dal protocollo per due motivi
principali:
\begin{enumerate}
\item implementare in maniera affidabile la terminazione della connessione
  in entrambe le direzioni.
\item consentire l'eliminazione dei segmenti duplicati dalla rete. 
\end{enumerate}

Il punto è che entrambe le ragioni sono importanti, anche se spesso si fa
riferimento solo alla prima; ma è solo se si tiene conto della seconda che si
capisce il perché della scelta di un tempo pari al doppio della MSL come
durata di questo stato.

Il primo dei due motivi precedenti si può capire tornando a \curfig: assumendo
che l'ultimo ACK della sequenza (quello del capo che ha eseguito la chiusura
attiva) vanga perso, chi esegue la chiusura passiva non ricevendo risposta
rimanderà un ulteriore FIN, per questo motivo chi esegue la chiusura attiva
deve mantenere lo stato della connessione per essere in grado di reinviare
l'ACK e chiuderla correttamente. Se non fosse così la risposta sarebbe un RST
(un altro tipo si segmento) che verrebbe interpretato come un errore.

Se il TCP deve poter chiudere in maniera pulita entrambe le direzioni della
connessione allora deve essere in grado di affrontare la perdita di uno
qualunque dei quattro segmenti che costituiscono la chiusura. Per questo
motivo lo stato \texttt{TIME\_WAIT} deve essere mantenuto anche dopo l'invio
dell'ultimo ACK per poter essere in grado di poterne gestire l'eventuale
ritrasmissione in caso di perdita.


Il secondo motivo è più complesso da capire, e necessita di spiegare meglio
gli scenari in cui accade che i pacchetti si possono perdere nella rete o
restare intrappolati, per poi riemergere.

Il caso più comune in cui questo avviene è quello di anomalie
nell'instradamento; può accadere cioè che un router smetta di funzionare o che
una connessione fra due router si interrompa. In questo caso i protocolli di
instradamento dei pacchetti possono impiegare diverso tempo (anche dell'ordine
dei minuti) prima di trovare e stabilire un percorso alternativo per i
pacchetti. Nel frattempo possono accadere casi in cui un router manda i
pacchetti verso un'altro e quest'ultimo li rispedisce indietro, o li manda ad
un terzo router che li rispedisce al primo, si creano cioè dei circoli (i
cosiddetti \textit{routing loop}) in cui restano intrappolati i pacchetti.

Se uno di questi pacchetti intrappolati è un segmento di TCP chi l'ha inviato,
non ricevendo risposta, provvederà alla ritrasmissione e se nel frattempo sarà
stata stabilita una strada alternativa il pacchetto ritrasmesso giungerà a
destinazione. Ma se dopo un po' di tempo (che non supera il limite dell'MSL)
l'anomalia viene a cessare il circolo di instradamento viene spezzato i
pacchetti intrappolati potranno essere inviati alla destinazione finale, con
la conseguenza di avere dei pacchetti duplicati; questo è un caso che il TCP
deve essere in grado di gestire.

Allora per capire la seconda ragione per l'esistenza dello stato
\texttt{TIME\_WAIT} si consideri il caso seguente: si supponga di avere una
connessione fra l'IP 195.110.112.236 porta 1550 e l'IP 192.84.145.100 porta
22, che questa venga chiusa e che poco dopo si ristabilisca la stessa
connessione fra gli stessi IP sulle stesse porte (quella che viene detta,
essendo gli stessi porte e numeri IP, una nuova \textsl{incarnazione} della
connessione precedente); in questo caso ci si potrebbe trovare con dei
pacchetti duplicati relativi alla precedente connessione che riappaiono nella
nuova.

Ma fintanto che il socket non è chiuso una nuova incarnazione non può essere
creata, per questo un socket TCP resta sempre nello stato \texttt{TIME\_WAIT}
per un periodo di 2MSL, in modo da attendere MSL secondi per essere sicuri che
tutti i pacchetti duplicati in arrivo siano stati ricevuti (e scartati) o che
nel frattempo siano stati eliminati dalla rete, e altri MSL secondi per essere
sicuri che lo stesso avvenga le risposte nella direzione opposta.

In questo modo il TCP si assicura che quando una viene creata una nuova
connessione tutti gli eventuali segmenti residui di una precedente connessione
che possono causare disturbi sono stati eliminati dalla rete.


\subsection{I numeri di porta}
\label{sec:TCPel_port_num}

In un ambiente multitasking in un dato momento più processi possono dover
usare sia UDP che TCP, e ci devono poter essere più connessioni in
contemporanea. Per poter tenere distinte le diverse connessioni entrambi i
protocolli usano i \textsl{numeri di porta}, che fanno parte, come si può
vedere in \secref{sec:sock_sa_ipv4} e \secref{sec:sock_sa_ipv6} pure delle
strutture degli indirizzi del socket.

Quando un client contatta un server deve poter identificare con quale dei vari
possibili server attivi intende parlare. Sia TCP che UDP definiscono un gruppo
di \textsl{porte conosciute} (le cosiddette \textit{well-known port}) che
identificano una serie di servizi noti (ad esempio la porta 22 identifica il
servizio \texttt{ssh}) effettuati da appositi server che rispondono alle
connessioni verso tali porte.

D'altra parte un client non ha necessità di usare un numero di porta
specifico, per cui in genere vengono usate le cosiddette \textsl{porte
  effimere} (o \textit{ephemeral ports}) cioè porte a cui non è assegnato
nessun servizio noto e che vengono assegnate automaticamente dal kernel alla
creazione della connessione. Queste sono dette effimere in quanto vengono
usate solo per la durata della connessione, e l'unico requisito che deve
essere soddisfatto è che ognuna di esse sia assegnata in maniera univoca.

La lista delle porte conosciute è definita dall'RFC1700 che contiene l'elenco
delle porte assegnate dalla IANA (\textit{Internet Assigned Number Authority})
ma l'elenco viene costantemente aggiornato e pubblicato all'indirizzo
\texttt{ftp://ftp.isi.edu/in-notes/iana/assignements/port-numbers}, inoltre il
file \texttt{/etc/services} contiene un analogo elenco, con la corrispondenza
fra i numeri di porta ed il nome simbolico del servizio. I numeri sono divisi
in tre intervalli:

\begin{enumerate}
\item \textsl{le porte conosciute}. I numeri da 0 a 1023. Queste sono
  controllate e assegnate dalla IANA. Se è possibile la stessa porta è
  assegnata allo stesso servizio sia su UDP che su TCP (ad esempio la porta 22
  è assegnata a ssh su entrambi i protocolli, anche se viene usata solo dal
  TCP).
  
\item \textsl{le porte registrate}. I numeri da 1024 a 49151. Queste porte non
  sono controllate dalla IANA, che però registra ed elenca chi usa queste
  porte come servizio agli utenti. Come per le precedenti si assegna una porta
  ad un servizio sia per TCP che UDP anche se poi il servizio è implementato
  solo su TCP. Ad esempio X Window usa le porte TCP e UDP dal 6000 al 6063
  anche se il protocollo è implementato solo tramite TCP.
  
\item \textsl{le porte private} o \textsl{dinamiche}. I numeri da 49152 a
  65535. La IANA non dice nulla riguardo a queste porte che pertanto
  sono i candidati naturali ad essere usate come porte effimere.
\end{enumerate}

In realtà rispetto a quanto indicato nell'RFC1700 i vari sistemi hanno fatto
scelte diverse per le porte effimere, in particolare in \nfig\ sono riportate
quelle di BSD, Solaris e Linux. Nel caso di Linux poi la scelta fra i due
intervalli possibili viene fatta dinamicamente a seconda della memoria a
disposizione del kernel per gestire le relative tabelle.

\begin{figure}[!htb]
  \centering
  \includegraphics[width=10cm]{img/tcpip_overview.eps}  
  \caption{Allocazione dei numeri di porta}
  \label{fig:TCPel_port_alloc}
\end{figure}

I sistemi unix hanno inoltre il concetto di \textsl{porte riservate} (che
corrispondono alle porte con numero minore di 1024 e coincidono quindi con le
porte conosciute). La loro caratteristica è che possono essere assegnate a un
socket solo da un processo con i privilegi di root, per far si che solo
l'amministratore possa allocare queste porte per far partire i relativi
servizi.

Si tenga conto poi che ci sono alcuni client (in particolare \texttt{rsh} e
\texttt{rlogin}) che richiedono una connessione su una porta riservata anche
dal lato client come parte dell'autenticazione. Questo viene fatto tramite la
funzione \texttt{rresvport} assegnando al socket una porta libera
nell'intervallo fra 512 e 1023.

Data una connessione TCP si suole chiamare \textit{socket pair} la
combinazione dei quattro numeri che definiscono i due capi della connessione e
cioè l'indirizzo IP locale e la porta TCP locale, e l'indirizzo IP remoto e la
porta TCP remota; questa combinazione, che scriveremo usando una notazione del
tipo $(195.110.112.152:22, 192.84.146.100:20100)$, identifica univocamente una
connessione su internet. Questo concetto viene di solito esteso anche a UDP,
benché in questo caso non abbia senso parlare di connessione. L'utilizzo del
programma \texttt{netstat} permette di visualizzare queste informazioni nei
campi \textit{Local Address} e \textit{Foreing Address}.


\subsection{Le porte ed il modello client/server}
\label{sec:TCPel_port_cliserv}

Per capire meglio l'uso delle porte e come vengono utilizzate quando si ha a
che fare con un'applicazione client/server (come quella che scriveremo in
\secref{sec:TCPel_cunc_serv}) esamineremo cosa accade con le connessioni nel
caso di un server TCP che deve gestire connessioni multiple.

Se eseguiamo un \texttt{netstat} su una macchina di prova (che supponiamo avere
indirizzo 195.110.112.152) potremo avere un risultato del tipo:
\begin{verbatim}
Active Internet connections (servers and established)
Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State      
tcp        0      0 0.0.0.0:22              0.0.0.0:*               LISTEN
tcp        0      0 0.0.0.0:25              0.0.0.0:*               LISTEN
tcp        0      0 127.0.0.1:53            0.0.0.0:*               LISTEN
\end{verbatim}
essendo presenti e attivi un server ssh, un server di posta e un DNS per il
caching locale.

Questo ci mostra ad esempio che il server ssh ha compiuto un'apertura passiva
mettendosi in ascolto sulla porta 22 riservata a questo servizio e che si è
posto in ascolto per connessioni provenienti da uno qualunque degli indirizzi
associati alle interfacce locali; la notazione 0.0.0.0 usata da netstat è
equivalente all'asterisco utilizzato per il numero di porta ed indica il
valore generico, e corrisponde al valore \texttt{INADDR\_ANY} definito in
\texttt{arpa/inet.h}.

Inoltre la porta e l'indirizzo di ogni eventuale connessione esterna non sono
specificati; in questo caso la \textit{socket pair} associata al socket può
essere indicata come $(*:22, *:*)$, usando l'asterisco anche per gli indirizzi
come carattere di \textit{wildchard}. 

In genere avendo le macchine associato un solo IP ci si può chiedere che senso
abbia l'utilizzo dell'indirizzo generico per l'indirizzo locale, ma esistono
anche macchine che hanno più di un indirizzo IP (il cosiddetto
\textit{multihoming}) in questo modo si possono accettare connessioni
indirizzate verso uno qualunque di essi. Ma come si può vedere nell'esempio
con il DNS in ascolto sulla porta 53 è anche possibile restringere l'accesso
solo alle connessioni che provengono da uno specifico indirizzo, cosa che nel
caso è fatta accettando solo connessioni che arrivino sull'interfaccia di
loopback.

Una volta che ci si vorrà collegare a questa macchina da un'altra posta
all'indirizzo 192.84.146.100 si potrà lanciare un client \texttt{ssh} per
creare una connessione verso la precedente, e il kernel assocerà al suddetto
una porta effimera che per esempio potrà essere la 21100, la connessione
allora sarà espressa dalla socket pair $(192.84.146.100:21100,
195.110.112.152.22)$.

Alla ricezione della richiesta dal client il server creerà un processo figlio
per gestire la connessione, se a questo punto eseguiamo nuovamente il
programma netstat otterremo come risultato:
\begin{verbatim}
Active Internet connections (servers and established)
Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State      
tcp        0      0 0.0.0.0:22              0.0.0.0:*               LISTEN
tcp        0      0 0.0.0.0:25              0.0.0.0:*               LISTEN
tcp        0      0 127.0.0.1:53            0.0.0.0:*               LISTEN
tcp        0      0 195.110.112.152:22      192.84.146.100:21100    ESTABLISHED
\end{verbatim}

Come si può notare il server è ancora in ascolto sulla porta 22, però adesso
c'è un nuovo socket (con lo stato \texttt{ESTABLISHED}) che anch'esso utilizza
la porta 22, ed ha specificato l'indirizzo locale, questo è il socket con cui
il processo figlio gestisce la connessione mentre il padre resta in ascolto
sul socket originale.

Se a questo punto lanciamo un'altra volta il client ssh per una seconda
connessione quello che otterremo usando netstat sarà qualcosa del genere:
\begin{verbatim}
Active Internet connections (servers and established)
Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State      
tcp        0      0 0.0.0.0:22              0.0.0.0:*               LISTEN
tcp        0      0 0.0.0.0:25              0.0.0.0:*               LISTEN
tcp        0      0 127.0.0.1:53            0.0.0.0:*               LISTEN
tcp        0      0 195.110.112.152:22      192.84.146.100:21100    ESTABLISHED
tcp        0      0 195.110.112.152:22      192.84.146.100:21101    ESTABLISHED
\end{verbatim}
cioè il client effettuerà la connessione usando un'altra porta effimera, con
questa sarà aperta la connessione, ed il server creerà un'altro processo
figlio sarà creato per gestirla.

Tutto ciò mostra come TCP, per poter gestire le connessioni con un server
concorrente, non può suddividere i pacchetti solo sulla base della porta di
destinazione, ma deve usare tutta l'informazione contenuta nella socket pair,
compresa la porta dell'indirizzo remoto.  E se andassimo a vedere quali sono i
processi a cui fanno riferimento i vari socket vedremmo che i pacchetti che
arrivano dalla porta remota 21100 vanno al primo figlio e quelli che arrivano
alla porta 21101 al secondo.


\section{Le funzioni dei socket TCP}
\label{sec:TCPel_functions}

In questa sezione descriveremo in dettaglio le varie funzioni necessarie per
l'uso dei socket TCP già citate in precedenza (e utilizzate nei due esempi
\secref{sec:net_cli_sample} e \secref{sec:net_serv_sample}) con l'eccezione
della funzione \texttt{socket} che è già stata esaminata in dettaglio in
\secref{sec:sock_socket}.

In \nfig\ abbiamo un tipico schema di funzionamento di un'applicazione
client-server che usa i socket TCP: prima il server viene avviato ed in
seguito il client si connette, in questo caso, a differenza di quanto accadeva
con gli esempi elementari del Cap.~\capref{cha:network} si assume che sia il
client ad effettuare delle richieste a cui il server risponde, il client
notifica poi di avere concluso inviando un end-of-file a cui il server
risponderà anche lui chiudendo la connessione per aspettarne una nuova.

\begin{figure}[!htb]
  \centering

  \caption{Struttura delle funzioni dei socket per una semplice applicazione
    client/server su TCP.}
  \label{fig:TCPel_cliserv_func}
\end{figure}

Useremo questo schema anche per l'esempio di reimplementazione del servizio
\texttt{daytime} che illustreremo in \secref{sec:TCPel_cunc_serv}.


\subsection{La funzione \texttt{bind}}
\label{sec:TCPel_func_bind}


La funzione \texttt{bind} assegna un indirizzo locale ad un socket, è usata
cioè per specificare la prima parte dalla socket pair. Viene usata sul lato
server per specificare la porta (e gli eventuali indirizzi locali) su cui poi
ci si porrà in ascolto.

Il prototipo della funzione è il seguente:

\begin{prototype}{sys/socket.h}
{int bind(int sockfd, const struct sockaddr *serv\_addr, socklen\_t addrlen)}
  
  Il primo argomento è un file descriptor ottenuto da una precedente chiamata
  a \texttt{socket}, mentre il secondo e terzo argomento sono rispettivamente
  l'indirizzo (locale) del socket e la dimensione della struttura che lo
  contiene, secondo quanto già trattato in \secref{sec:sock_sockaddr}.

  La funzione restituisce zero in caso di successo e -1 per un errore, in caso
  di errore. La variabile \texttt{errno} viene settata secondo i seguenti
  codici di errore:
  \begin{errlist}
  \item \texttt{EBADF} il file descriptor non è valido.
  \item \texttt{EINVAL} il socket ha già un indirizzo assegnato.
  \item \texttt{ENOTSOCK} il file descriptor non è associato ad un socket.
  \item \texttt{EACCESS} si è cercato di usare un indirizzo riservato senza
    essere root. 
  \end{errlist}
\end{prototype}

Con il TCP la chiamata \texttt{bind} permette di specificare l'indirizzo, la
porta, entrambi o nessuno dei due. In genere i server utilizzano una porta
nota che assegnano all'avvio, se questo non viene fatto è il kernel a
scegliere una porta effimera quando vengono eseguite la funzioni
\texttt{connect} o \texttt{listen}, ma se questo è normale per il client non
lo è per il server\footnote{un'eccezione a tutto ciò i server che usano RPC.
  In questo caso viene fatta assegnare dal kernel una porta effimera che poi
  viene registrata presso il \textit{portmapper}; quest'ultimo è un altro
  demone che deve essere contattato dai client per ottenere la porta effimera
  su cui si trova il server} che in genere viene identificato dalla porta su
cui risponde.

Con \texttt{bind} si può assegnare un IP specifico ad un socket, purché questo
appartenga ad una interfaccia della macchina.  Per un client TCP questo
diventerà l'indirizzo sorgente usato per i tutti i pacchetti inviati sul
socket, mentre per un server TCP questo restringerà l'accesso al socket solo
alle connessioni che arrivano verso tale indirizzo.

Normalmente un client non specifica mai un indirizzo ad un suo socket, ed il
kernel sceglie l'indirizzo di origine quando viene effettuata la connessione
sulla base dell'interfaccia usata per trasmettere i pacchetti, (che dipende
dalle regole di instradamento usate per raggiungere il server).
Se un server non specifica il suo indirizzo locale il kernel userà come
indirizzo di origine l'indirizzo di destinazione specificato dal SYN del
client. 

Per specificare un indirizzo generico con IPv4 si usa il valore
\texttt{INADDR\_ANY}, il cui valore, come visto anche negli esempi precedenti
è pari a zero, nell'esempio \figref{fig:net_serv_code} si è usata
un'assegnazione immediata del tipo:
\begin{verbatim}
   serv_add.sin_addr.s_addr = htonl(INADDR_ANY);   /* connect from anywhere */
\end{verbatim}

Si noti che si è usato \texttt{htonl} per assegnare il valore
\texttt{INADDR\_ANY}; benché essendo questo pari a zero il riordinamento sia
inutile; ma dato che tutte le costanti \texttt{INADDR\_} sono definite
secondo l'ordinamento della macchina è buona norma usare sempre la funzione
\texttt{htonl}.

L'esempio precedete funziona con IPv4 dato che l'indirizzo è rappresentabile
anche con un intero a 32 bit; non si può usare lo stesso metodo con IPv6,
in cui l'indirizzo è specificato come struttura, perché il linguaggio C non
consente l'uso di una struttura costante come operando a destra in una
assegnazione.  Per questo nell'header \texttt{netinet/in.h} è definita una
variabile \texttt{in6addr\_any} (dichiarata come \texttt{extern}, ed
inizializzata dal sistema al valore \texttt{IN6ADRR\_ANY\_INIT}) che permette
di effettuare una assegnazione del tipo:
\begin{verbatim}
   serv_add.sin6_addr = in6addr_any;   /* connect from anywhere */
\end{verbatim}


\subsection{La funzione \texttt{connect}}
\label{sec:TCPel_func_connect}

La funzione \texttt{connect} è usata da un client TCP per stabilire la
connessione con un server TCP, il prototipo della funzione è il seguente:

\begin{prototype}{sys/socket.h}
{int connect(int sockfd, const struct sockaddr *servaddr, socklen\_t addrlen)}
  
  Il primo argomento è un file descriptor ottenuto da una precedente chiamata
  a \texttt{socket}, mentre il secondo e terzo argomento sono rispettivamente
  l'indirizzo e la dimensione della struttura che contiene l'indirizzo del
  socket, già descritta in \secref{sec:sock_sockaddr}.

  La funzione restituisce zero in caso di successo e -1 per un errore, in caso
  di errore. La variabile \texttt{errno} viene settata secondo i seguenti
  codici di errore:
  \begin{errlist}
  \item \texttt{EBADF} il file descriptor non è valido.
  \item \texttt{EFAULT} l'indirizzo della struttura di indirizzi è al di fuori
    dello spazio di indirizzi dell'utente.
  \item \texttt{ENOTSOCK} il file descriptor non è associato ad un socket.
  \item \texttt{EISCONN} il socket è già connesso.
  \item \texttt{ECONNREFUSED} non c'è nessuno in ascolto sull'indirizzo remoto.
  \item \texttt{ETIMEDOUT} si è avuto timeout durante il tentativo di
    connessione.
  \item \texttt{ENETUNREACH} la rete non è raggiungibile.
  \item \texttt{EADDRINUSE} l'indirizzo locale è in uso.
  \item \texttt{EINPROGRESS} il socket è non bloccante e la connessione non
    può essere conclusa immediatamente.
  \item \texttt{EALREADY} il socket è non bloccante e un tentativo precedente
    di connessione non si è ancora concluso.
  \item \texttt{EAGAIN} non ci sono più porte locali libere. 
  \item \texttt{EAFNOSUPPORT} l'indirizzo non ha una famiglia di indirizzi
    corretta nel relativo campo.
  \item \texttt{EACCESS, EPERM} si è tentato di eseguire una connessione ad un
    indirizzo broadcast senza che il socket fosse stato abilitato per il
    broadcast.
  \end{errlist}
\end{prototype}

La struttura dell'indirizzo deve essere inizializzata con l'indirizzo IP e il
numero di porta del server a cui ci si vuole connettere, come mostrato
nell'esempio \secref{sec:net_cli_sample} usando le funzioni illustrate in
\secref{sec:sock_addr_func}.

Nel caso di socket TCP la funzione \texttt{connect} avvia il three way
handshake, e ritorna solo quando la connessione è stabilita o si è verificato
un errore. Le possibili cause di errore sono molteplici (ed i relativi codici
riportati sopra), quelle che però dipendono dalla situazione della rete e non
da errori o problemi nella chiamata della funzione sono le seguenti: 

\begin{enumerate}
\item Il client non riceve risposta al SYN: l'errore restituito è
  \texttt{ETIMEDOUT}. Stevens riporta che BSD invia un primo SYN alla chiamata
  di \texttt{connect}, un'altro dopo 6 secondi, un terzo dopo 24 secondi, se
  dopo 75 secondi non ha ricevuto risposta viene ritornato l'errore. Linux
  invece ripete l'emissione del SYN ad intervalli di 30 secondi per un numero
  di volte che può essere stabilito dall'utente sia con una opportuna
  \texttt{sysctl} che attraverso il filesystem \texttt{/proc} scrivendo il
  valore voluto in \texttt{/proc/sys/net/ipv4/tcp\_syn\_retries}. Il valore di
  default per la ripetizione dell'invio è di 5 volte, che comporta un timeout
  dopo circa 180 secondi.
%
% Le informazioni su tutte le opzioni settabili via /proc stanno in
% Linux/Documentation/networking/ip-sysctl.txt
%
\item Il client riceve come risposta al SYN un RST significa che non c'è
  nessun programma in ascolto per la connessione sulla porta specificata (il
  che vuol dire probabilmente che o si è sbagliato il numero della porta o che
  non è stato avviato il server), questo è un errore fatale e la funzione
  ritorna non appena il RST viene ricevuto riportando un errore
  \texttt{ECONNREFUSED}.
  
  Il flag RST sta per \textit{reset} ed è un segmento inviato direttamente
  dal TCP quando qualcosa non va. Tre condizioni che generano un RST sono:
  quando arriva un SYN per una porta che non ha nessun server in ascolto,
  quando il TCP abortisce una connessione in corso, quando TCP riceve un
  segmento per una connessione che non esiste.
  
\item Il SYN del client provoca l'emissione di un messaggio ICMP di
  destinazione non raggiungibile. In questo caso dato che il messaggio può
  essere dovuto ad una condizione transitoria si ripete l'emissione dei SYN
  come nel caso precedente, fino al timeout, e solo allora si restituisce il
  codice di errore dovuto al messaggio ICMP, che da luogo ad un
  \texttt{ENETUNREACH}.
   
\end{enumerate}

Se si fa riferimento al diagramma degli stati del TCP riportato in
\figref{fig:appB:tcp_state_diag} la funzione \texttt{connect} porta un socket
dallo stato \texttt{CLOSED} (lo stato iniziale in cui si trova un socket
appena creato) prima allo stato \texttt{SYN\_SENT} e poi, al ricevimento del
ACK, nello stato \texttt{ESTABLISHED}. Se invece la connessione fallisce il
socket non è più utilizzabile e deve essere chiuso.

Si noti infine che con la funzione \texttt{connect} si è specificato solo
indirizzo e porta del server, quindi solo una metà della socket pair; essendo
questa funzione usata nei client l'altra metà contenente indirizzo e porta
locale viene lasciata all'assegnazione automatica del kernel, e non è
necessario effettuare una \texttt{bind}.


\subsection{La funzione \texttt{listen}}
\label{sec:TCPel_func_listen}

La funzione \texttt{listen} è usata per usare un socket in modalità passiva,
cioè, come dice il nome, per metterlo in ascolto di eventuali connessioni; in
sostanza l'effetto della funzione è di portare il socket dallo stato
\texttt{CLOSED} a quello \texttt{LISTEN}. In genere si chiama la funzione in
un server dopo le chiamate a \texttt{socket} e \texttt{bind} e prima della
chiamata ad \texttt{accept}. Il prototipo della funzione come definito dalla
man page è:

\begin{prototype}{sys/socket.h}{int listen(int sockfd, int backlog)}
  La funzione pone il socket specificato da \texttt{sockfd} in modalità
  passiva e predispone una coda per le connessioni in arrivo di lunghezza pari
  a \texttt{backlog}. La funzione si può applicare solo a socket di tipo
  \texttt{SOCK\_STREAM} o \texttt{SOCK\_SEQPACKET}.

  La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di errore. I
  codici di errore restituiti in \texttt{errno} sono i seguenti:
  \begin{errlist}
  \item \texttt{EBADF} l'argomento \texttt{sockfd} non è un file descriptor
    valido.
  \item \texttt{ENOTSOCK} l'argomento \texttt{sockfd} non è un socket.
  \item \texttt{EOPNOTSUPP} il socket è di un tipo che non supporta questa
    operazione.
  \end{errlist}
\end{prototype}


Il parametro \texttt{backlog} indica il numero massimo di connessioni pendenti
accettate; se esso viene ecceduto il client riceverà una errore di tipo
\texttt{ECONNREFUSED}, o se il protocollo, come nel caso del TCP, supporta la
ritrasmissione, la richiesta sarà ignorata in modo che la connessione possa
essere ritentata.

Per capire meglio il significato di tutto ciò occorre approfondire la modalità
con cui il kernel tratta le connessioni in arrivo. Per ogni socket in ascolto
infatti vengono mantenute due code:
\begin{enumerate}
\item Una coda delle connessioni incomplete (\textit{incomplete connection
    queue} che contiene un ingresso per ciascun socket per il quale è arrivato
  un SYN ma il three way handshake non si è ancora concluso.  Questi socket
  sono tutti nello stato \texttt{SYN\_RECV}.
\item Una coda delle connessioni complete (\textit{complete connection queue}
  che contiene un ingresso per ciascun socket per il quale il three way
  handshake è stato completato ma ancora \texttt{accept} non è ritornata.
  Questi socket sono tutti nello stato \texttt{ESTABLISHED}.
\end{enumerate}

Lo schema di funzionamento è descritto in \nfig, quando arriva un SYN da un
client il server crea una nuova entrata nella coda delle connessioni
incomplete, e poi risponde con il SYN$+$ACK. La entrata resterà nella coda
delle connessioni incomplete fino al ricevimento dell'ACK dal client o fino ad
un timeout. Nel caso di completamento del three way handshake l'entrata viene
sostata nella coda delle connessioni complete. Quando il processo chiama la
funzione \texttt{accept} (vedi \secref{sec:TCPel_func_accept}) la prima
entrata nella coda delle connessioni complete è passata al programma, o, se la
coda è vuota, il processo viene posto in attesa e risvegliato all'arrivo della
prima connessione completa.

Storicamente il valore del parametro \texttt{backlog} era corrispondente al
massimo valore della somma del numero di entrate possibili per ciascuna di
dette code. Stevens riporta che BSD ha sempre applicato un fattore di 1.5 al
valore, e provvede una tabella con i risultati ottenuti con vari kernel,
compreso Linux 2.0, che mostrano le differenze fra diverse implementazioni. 

In Linux il significato di questo valore è cambiato a partire dal kernel
2.2 per prevenire l'attacco chiamato \texttt{syn flood}. Questo si basa
sull'emissione da parte dell'attaccante di un grande numero di pacchetti SYN
indirizzati verso una porta forgiati con indirizzo IP fasullo\footnote{con la
  tecnica che viene detta \textit{ip spoofing}} così che i SYN$+$ACK vanno
perduti e la coda delle connessioni incomplete viene saturata, impedendo di
fatto ulteriori connessioni.

Per ovviare a questo il significato del \texttt{backlog} è stato cambiato a
indicare la lunghezza della coda delle connessioni complete. La lunghezza
della coda delle connessioni incomplete può essere ancora controllata usando
la \texttt{sysctl} o scrivendola direttamente in
\texttt{/proc/sys/net/ipv4/tcp\_max\_syn\_backlog}. Quando si attiva la
protezione dei syncookies però (con l'opzione da compilare nel kernel e da
attivare usando \texttt{/proc/sys/net/ipv4/tcp\_syncookies}) questo valore
viene ignorato e non esiste più un valore massimo.  In ogni caso in Linux il
valore di \texttt{backlog} viene troncato ad un massimo di \texttt{SOMAXCONN}
se è superiore a detta costante (che di default vale 128).

La scelta storica per il valore di questo parametro è di 5, e alcuni vecchi
kernel non supportavano neanche valori superiori, ma la situazione corrente è
molto cambiata per via della presenza di server web che devono gestire un gran
numero di connessioni per cui un tale valore non è più adeguato. Non esiste
comunque una risposta univoca per la scelta del valore, per questo non
conviene specificarlo con una costante (il cui cambiamento richiederebbe la
ricompilazione del server) ma usare piuttosto una variabile di ambiente (vedi
\secref{sec:proc_environ}).  

Lo Stevens tratta accuratamente questo argomento, con esempi presi da casi
reali su web server, ed in particolare evidenzia come non sia più vero che il
compito principale della coda sia quello di gestire il caso in cui il server è
occupato fra chiamate successive alla \texttt{accept} (per cui la coda più
occupata sarebbe quella delle connessioni completate), ma piuttosto quello di
gestire la presenza di un gran numero di SYN in attesa di concludere il
three way handshake.

Infine va messo in evidenza che nel caso di socket TCP quando un SYN arriva
con tutte le code piene, il pacchetto deve essere ignorato. Questo perché la
condizione in cui le code sono piene è ovviamente transitoria, per cui se il
client ritrasmette il SYN è probabile che passato un po' di tempo possa
trovare nella coda lo spazio per una nuova connessione. Se invece si
rispondesse con un RST per indicare l'impossibilità di effettuare la
connessione la chiamata a \texttt{connect} nel client ritornerebbe con una
condizione di errore, costringendo a inserire nell'applicazione la gestione
dei tentativi di riconnessione che invece può essere effettuata in maniera
trasparente dal protocollo TCP.


\subsection{La funzione \texttt{accept}}
\label{sec:TCPel_func_accept}

La funzione \texttt{accept} è chiamata da un server TCP per gestire la
connessione una volta che sia stato completato il three way handshake, la
funzione restituisce un nuovo socket descriptor su cui si potrà operare per
effettuare la comunicazione. Se non ci sono connessioni completate il processo
viene messo in attesa. Il prototipo della funzione è il seguente:

\begin{prototype}{sys/socket.h}
{int listen(int sockfd, struct sockaddr *addr, socklen\_t *addrlen)} 
  La funzione estrae la prima connessione relativa al socket \texttt{sockfd}
  in attesa sulla coda delle connessioni complete, che associa ad nuovo socket
  con le stesse caratteristiche di \texttt{sockfd} (restituito dalla funzione
  stessa).  Il socket originale non viene toccato. Nella struttura
  \texttt{addr} e nella variabile \texttt{addrlen} vengono restituiti
  indirizzo e relativa lunghezza del client che si è connesso.
 
  La funzione restituisce un numero di socket descriptor positivo in caso di
  successo e -1 in caso di errore, nel qual caso la variabile \texttt{errno}
  viene settata ai seguenti valori:

  \begin{errlist}
  \item \texttt{EBADF} l'argomento \texttt{sockfd} non è un file descriptor
    valido.
  \item \texttt{ENOTSOCK} l'argomento \texttt{sockfd} non è un socket.
  \item \texttt{EOPNOTSUPP} il socket è di un tipo che non supporta questa
    operazione.    
  \item \texttt{EAGAIN} o \item \texttt{EWOULDBLOCK} il socket è stato
    settato come non bloccante, e non ci sono connessioni in attesa di essere
    accettate.              
  \item \texttt{EFAULT} l'argomento \texttt{addr} .
  \item \texttt{EPERM} Firewall rules forbid connection.
    
  \item \texttt{ENOBUFS, ENOMEM} Not enough free memory.  This often means
    that the memory allocation is limited by the socket buffer limits, not by
    the system memory.
 
    Inoltre possono essere restituiti gli errori di rete relativi al nuovo
    socket come: \texttt{EMFILE}, \texttt{EINVAL}, \texttt{ENOSR},
    \texttt{ENOBUFS}, \texttt{EPERM}, \texttt{ECONNABORTED},
    \texttt{ESOCKTNOSUPPORT}, \texttt{EPROTONOSUPPORT}, \texttt{ETIMEDOUT},
    \texttt{ERESTARTSYS}.

  \end{errlist}
\end{prototype}

La funzione può essere usata solo con socket che supportino la connessione
(cioè di tipo \texttt{SOCK\_STREAM}, \texttt{SOCK\_SEQPACKET} o
\texttt{SOCK\_RDM}). Per alcuni protocolli che richiedono una conferma
esplicita della connessione, (attualmente in Linux solo DECnet ha questo
comportamento), la funzione opera solo l'estrazione dalla coda delle
connessioni, la conferma della connessione viene fatta implicitamente dalla
prima chiamata ad una \texttt{read} o una \texttt{write} mentre il rifiuto
della connessione viene fatto con la funzione \texttt{close}.

È da chiarire che Linux presenta un comportamento diverso nella gestione degli
errori rispetto ad altre implementazioni dei socket BSD, infatti la funzione
\texttt{accept} passa gli errori di rete pendenti sul nuovo socket come codici
di errore per \texttt{accept}. Inoltre la funzione non fa ereditare ai nuovi
socket flag come \texttt{O\_NONBLOCK}, che devono essere rispecificati volta
volta, questo è un comportamento diverso rispetto a quanto accade con BSD e
deve essere tenuto in conto per scrivere programmi portabili.

I due argomenti \texttt{cliaddr} e \texttt{addrlen} (si noti che quest'ultimo
è passato per indirizzo per avere indietro il valore) sono usati per ottenere
l'indirizzo del client da cui proviene la connessione. Prima della chiamata
\texttt{addrlen} deve essere inizializzato alle dimensioni della struttura il
cui indirizzo è passato come argomento in \texttt{cliaddr}, al ritorno della
funzione \texttt{addrlen} conterrà il numero di bytes scritti dentro
\texttt{cliaddr}. Se questa informazione non interessa basterà inizializzare a
\texttt{NULL} detti puntatori.

Se la funzione ha successo restituisce il descrittore di un nuovo socket
creato dal kernel (detto \textit{connected socket}) a cui viene associata la
prima connessione completa (estratta dalla relativa coda, vedi
\secref{sec:TCPel_func_listen}) che il client TCP ha effettuato verso il
socket \texttt{sockfd}. Quest'ultimo (detto \textit{listening socket}) è
quello creato all'inizio e messo in ascolto con \texttt{listen}, e non viene
toccato dalla funzione.  
Se non ci sono connessioni pendenti da accettare la funzione mette in attesa
il processo\footnote{a meno che non si sia settato il socket per essere
  non-bloccante, nel qual caso ritorna con l'errore \texttt{EAGAIN},
  torneremo su questa modalità di operazione in \secref{sec:xxx_sock_noblock}}
fintanto che non ne arriva una.
 
Il meccanismo di funzionamento di \texttt{accept} è essenziale per capire il
funzionamento di un server: in generale infatti c'è sempre un solo socket in
ascolto, che resta per tutto il tempo nello stato \texttt{LISTEN}, mentre le
connessioni vengono gestite dai nuovi socket ritornati da \texttt{accept} che
si trovano automaticamente nello stato \texttt{ESTABLISHED} e utilizzati fino
alla chiusura della connessione che avviene su di essi.  Si può riconoscere
questo schema anche nell'esempio elementare in \figref{fig:net_serv_code} dove
per ogni connessione il socket creato da \texttt{accept} viene chiuso dopo
l'invio dei dati.


\subsection{La funzione \texttt{close}}
\label{sec:TCPel_func_close}

La funzione standard unix \texttt{close} (vedi \secref{sec:fileunix_close})
che si usa sui file può essere usata con lo stesso effetto anche sui socket
descriptor.

L'azione standard di questa funzione quando applicata a socket è di marcarlo
come chiuso e ritornare immediatamente al processo. Una volta chiamata il
socket descriptor non è più utilizzabile dal processo e non può essere usato
come argomento per una \texttt{write} o una \texttt{read} (anche se l'altro
capo della connessione non avesse chiuso la sua parte).  Il kernel invierà
comunque tutti i dati che ha in coda prima di iniziare la sequenza di chiusura.

Vedremo più avanti in \secref{sec:TCPadv_so_linger} come è possibile cambiare
questo comportamento, e cosa deve essere fatto perché il processo possa
assicurarsi che l'altro capo abbia ricevuto tutti i dati.

Come per i file anche per i socket descriptor viene mantenuto un numero di
riferimenti, per cui se più di un processo ha lo stesso socket aperto
l'emissione del FIN e la sequenza di chiusura di TCP non viene innescata
fintanto che il numero di riferimenti non si annulla. Questo è il
comportamento normale che ci si aspetta in un'applicazione client/server quale
quella che illustreremo in \secref{sec:TCPel_cunc_serv}.

Per attivare immediatamente l'emissione del FIN e la sequenza di chiusura si
può usare la funzione \texttt{shutdown} su cui torneremo in seguito. 


\section{I server concorrenti su TCP}
\label{sec:TCPel_cunc_serv}

Il server \texttt{daytime} dell'esempio in \secref{sec:net_cli_sample} è un
tipico esempio di server iterativo, in cui viene servita una richiesta alla
volta; in generale però, specie se il servizio è più complesso e comporta uno
scambio di dati più sostanzioso di quello in questione, non è opportuno
bloccare un server nel servizio di un client per volta; per questo si ricorre
alle capacità di multitasking del sistema.

Il modo più immediato per creare un server concorrente è allora quello di
usare la funzione \texttt{fork} per far creare al server per ogni richiesta da
parte di un client un processo figlio che si incarichi della gestione della
comunicazione.


\subsection{Un esempio di server \textit{daytime} concorrente}
\label{sec:TCPel_cunc_daytime}

Per illustrare il meccanismo usato in generale per creare un server
concorrente abbiamo riscritto il server \texttt{daytime} dell'esempio
precedente in forma concorrente, inserendo anche una opzione per la stampa
degli indirizzi delle connessioni ricevute.

In \nfig\ è mostrato un estratto del codice, in cui si sono tralasciati il
trattamento delle opzioni e le parti rimaste invariate rispetto al precedente
esempio. Al solito il sorgente completo del server
\texttt{ElemDaytimeTCPCuncServ.c} è allegato nella directory dei sorgenti.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize
  \begin{lstlisting}{}
#include <sys/types.h>   /* predefined types */
#include <unistd.h>      /* include unix standard library */
#include <arpa/inet.h>   /* IP addresses conversion utiliites */
#include <sys/socket.h>  /* socket library */
#include <stdio.h>       /* include standard I/O library */
#include <time.h>

int main(int argc, char *argv[])
{
    int list_fd, conn_fd;
    int i;
    struct sockaddr_in serv_add, client;
    char buffer[MAXLINE];
    socklen_t len;
    time_t timeval;
    pid_t pid;
    int logging=0;
     ...
    /* write daytime to client */
    while (1) {
        if ( (conn_fd = accept(list_fd, (struct sockaddr *)&client, &len)) 
             <0 ) {
            perror("accept error");
            exit(-1);
        }
        /* fork to handle connection */
        if ( (pid = fork()) < 0 ){
            perror("fork error");
            exit(-1);
        }
        if (pid == 0) {                 /* child */
            close(list_fd);
            timeval = time(NULL);
            snprintf(buffer, sizeof(buffer), "%.24s\r\n", ctime(&timeval));
            if ( (write(conn_fd, buffer, strlen(buffer))) < 0 ) {
                perror("write error");
                exit(-1);
            }
            if (logging) {
                inet_ntop(AF_INET, &client.sin_addr, buffer, sizeof(buffer));
                printf("Request from host %s, port %d\n", buffer,
                       ntohs(client.sin_port));
            }
            close(conn_fd);
            exit(0);
        } else {                        /* parent */
            close(conn_fd);
        }
    }
    /* normal exit, never reached */
    exit(0);
}
  \end{lstlisting}
  \caption{Esempio di codice di un server concorrente elementare per il 
    servizio daytime.}
  \label{fig:TCPel_serv_code}
\end{figure}

Come si può vedere (alle linee \texttt{\small 21--25}) la funzione
\texttt{accept} stavolta è chiamata fornendo una struttura di indirizzi in cui
saranno ritornati numero IP e porta da cui il client effettua la connessione,
che stamperemo, se avremo abilitato il logging, sullo standard output
(\texttt{\small 39--43}). 

Quando \texttt{accept} ritorna il server chiama la funzione \texttt{fork}
(\texttt{\small 26--30}) per creare il processo figlio che effettuerà tutte le
operazioni relative a quella connessione (\texttt{\small 31--45}), mentre il
padre resterà in attesa di ulteriori connessioni. 

Si noti come il figlio operi solo sul socket connesso, chiudendo
immediatamente il socket \texttt{list\_fd}; mentre il padre continua ad
operare solo sul socket in ascolto chiudendo \texttt{sock\_fd} dopo ciascuna
\texttt{accept}. Per quanto abbiamo detto in \secref{sec:TCPel_func_close}
queste due chiusure non causano l'innesco della sequenza di chiusura perché il
numero di riferimenti non si è annullato.

Infatti subito dopo la creazione del socket \texttt{list\_fd} ha una
referenza, e lo stesso vale per \texttt{sock\_fd} dopo il ritorno di
\texttt{accept}, ma dopo la fork i descrittori vengono duplicati nel padre e
nel figlio per cui entrambi i socket si trovano con due referenze. Questo fa
si che quando il padre chiude \texttt{sock\_fd} esso resta con una referenza
da parte del figlio, e sarà definitivamente chiuso solo quando quest'ultimo,
dopo aver completato le sue operazioni, chiamerà la funzione \texttt{close}.

In realtà per il figlio non sarebbero necessarie nessuna delle due chiamate a
\texttt{close} in quanto nella \texttt{exit} tutti i file ed i socket vengono
chiusi, ma si è preferito effettuare la chiusura esplicitamente per avere una
maggiore chiarezza del codice ed evitare possibili errori.

Si noti come sia essenziale che il padre chiuda ogni volta il socket connesso
dopo la \texttt{accept}; se così non fosse nessuno di questi socket sarebbe
effettivamente chiuso dato che alla chiusura da parte del figlio resterebbe
ancora un riferimento. Si avrebbero così due effetti, il padre potrebbe
esaurire i descrittori disponibili (che sono un numero limitato per ogni
processo) e soprattutto nessuna delle connessioni con i client verrebbe
chiusa.


\subsection{Le funzioni \texttt{getsockname} e \texttt{getpeername}}
\label{sec:TCPel_get_names}

Queste due funzioni vengono usate per ottenere la socket pair associata ad un
certo socket; la prima restituisce l'indirizzo locale, la seconda quello
remoto. 

\begin{prototype}{sys/socket.h}
{int getsockname(int sockfd, struct sockaddr * name, socklen\_t * namelen)}

  La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di errore. I
  codici di errore restituiti in \texttt{errno} sono i seguenti:
  \begin{errlist}
  \item \texttt{EBADF} l'argomento \texttt{sockfd} non è un file descriptor
    valido.
  \item \texttt{ENOTSOCK} l'argomento \texttt{sockfd} non è un socket.
  \item \texttt{ENOBUFS} non ci sono risorse sufficienti nel sistema per
    eseguire l'operazione.
  \item \texttt{EFAULT} l'argomento \texttt{name} punta al di fuori dello
    spazio di indirizzi del processo.
  \end{errlist}
\end{prototype}

La funzione \texttt{getsockname} si usa tutte le volte che si vuole avere
l'indirizzo locale di un socket; ad esempio può essere usata da un client (che
usualmente non chiama \texttt{bind}) per ottenere numero IP e porta locale
associati al socket restituito da una \texttt{connect}, o da un server che ha
chiamato \texttt{bind} su un socket usando 0 come porta locale per ottenere il
numero di porta effimera assegnato dal kernel. 

Inoltre quando un server esegue una \texttt{bind} su un indirizzo generico, se
chiamata dopo il completamento di una connessione sul socket restituito da
\texttt{accept}, restituisce l'indirizzo locale che il kernel ha assegnato a
quella connessione.


\begin{prototype}{sys/socket.h}
{int getpeername(int sockfd, struct sockaddr * name, socklen\_t * namelen)}

  La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di errore. I
  codici di errore restituiti in \texttt{errno} sono i seguenti:
  \begin{errlist}
  \item \texttt{EBADF} l'argomento \texttt{sockfd} non è un file descriptor
    valido.
  \item \texttt{ENOTSOCK} l'argomento \texttt{sockfd} non è un socket.
  \item \texttt{ENOTCONN} il socket non è connesso.
  \item \texttt{ENOBUFS} non ci sono risorse sufficienti nel sistema per
    eseguire l'operazione.
  \item \texttt{EFAULT} l'argomento \texttt{name} punta al di fuori dello
    spazio di indirizzi del processo.
  \end{errlist}
\end{prototype}


La funzione \texttt{getpeername} si usa tutte le volte che si vuole avere
l'indirizzo remoto di un socket. 

Ci si può chiedere a cosa serva questa funzione dato che dal lato client
l'indirizzo remoto è sempre noto quando si esegue la \texttt{connect} mentre
dal lato server si possono usare, come si è fatto nell'esempio precedente, i
valori di ritorno di \texttt{accept}.

In generale però questa ultima possibilità è sempre possibile. In particolare
questo avviene quando il server invece di far gestire la connessione
direttamente a un processo figlio, come nell'esempio precedente, lancia un
opportuno programma per ciascuna connessione usando \texttt{exec} (questa ad
esempio è la modailità con cui opera il \textsl{super-server} \texttt{inetd}
che gestisce tutta una serie di servizi lanciando per ogni connessione
l'opportuno server).

In questo caso benché il processo figlio abbia una immagine della memoria che
è copia di quella del processo padre (e contiene quindi anche la struttura
ritornata da \texttt{accept}), all'esecuzione di \texttt{exec} viene caricata
in memoria l'immagine del programma eseguito che a questo punto perde ogni
riferimento. Il socket descriptor però resta aperto. Allora se una opportuna
convenzione è seguita per rendere noto al programma eseguito qual'è il socket
connesso (\texttt{inetd} ad esempio fa sempre in modo che i file descriptor 0,
1 e 2 corrispondano al socket connesso) quest'ultimo potrà usare la funzione
\texttt{getpeername} per determinare l'indirizzo remoto del client.

Infine è da chiarire (si legga la man page) che come per \texttt{accept} il
terzo parametro che è specificato dallo standard POSIX 1003.1g come di tipo
\texttt{socklen\_t *} in realtà deve sempre corrispondere ad un \texttt{int *}
come prima dello standard perché tutte le implementazioni dei socket BSD fanno
questa assunzione.