Aggiornamento copyright, trattazione degli shared subtree per mount e
[gapil.git] / tcpsock.tex
1 %% tcpsock.tex
2 %%
3 %% Copyright (C) 2000-2012 Simone Piccardi.  Permission is granted to
4 %% copy, distribute and/or modify this document under the terms of the GNU Free
5 %% Documentation License, Version 1.1 or any later version published by the
6 %% Free Software Foundation; with the Invariant Sections being "Un preambolo",
7 %% with no Front-Cover Texts, and with no Back-Cover Texts.  A copy of the
8 %% license is included in the section entitled "GNU Free Documentation
9 %% License".
10 %%
11
12 \chapter{I socket TCP}
13 \label{cha:TCP_socket}
14
15 In questo capitolo tratteremo le basi dei socket TCP, iniziando con una
16 descrizione delle principali caratteristiche del funzionamento di una
17 connessione TCP; vedremo poi le varie funzioni che servono alla creazione di
18 una connessione fra client e server, fornendo alcuni esempi elementari, e
19 finiremo prendendo in esame l'uso dell'I/O multiplexing.
20
21
22 \section{Il funzionamento di una connessione TCP}
23 \label{sec:TCP_connession}
24
25 Prima di entrare nei dettagli delle singole funzioni usate nelle applicazioni
26 che utilizzano i socket TCP, è fondamentale spiegare alcune delle basi del
27 funzionamento del protocollo, poiché questa conoscenza è essenziale per
28 comprendere il comportamento di dette funzioni per questo tipo di socket, ed
29 il relativo modello di programmazione.
30
31 Si ricordi che il protocollo TCP serve a creare degli \textit{stream socket},
32 cioè una forma di canale di comunicazione che stabilisce una connessione
33 stabile fra due stazioni, in modo che queste possano scambiarsi dei dati. In
34 questa sezione ci concentreremo sulle modalità con le quali il protocollo dà
35 inizio e conclude una connessione e faremo inoltre un breve accenno al
36 significato di alcuni dei vari \textsl{stati} ad essa associati.
37
38
39 \subsection{La creazione della connessione: il \textit{three way handshake}}
40 \label{sec:TCP_conn_cre}
41
42 \itindbeg{three~way~handshake} 
43 Il processo che porta a creare una connessione TCP è chiamato \textit{three
44   way handshake}; la successione tipica degli eventi (e dei
45 \textsl{segmenti}\footnote{si ricordi che il segmento è l'unità elementare di
46   dati trasmessa dal protocollo TCP al livello successivo; tutti i segmenti
47   hanno un header che contiene le informazioni che servono allo \textit{stack
48     TCP} (così viene di solito chiamata la parte del kernel che implementa il
49   protocollo) per realizzare la comunicazione, fra questi dati ci sono una
50   serie di flag usati per gestire la connessione, come SYN, ACK, URG, FIN,
51   alcuni di essi, come SYN (che sta per \textit{syncronize}) corrispondono a
52   funzioni particolari del protocollo e danno il nome al segmento, (per
53   maggiori dettagli vedere sez.~\ref{sec:tcp_protocol}).}  di dati che vengono
54 scambiati) che porta alla creazione di una connessione è la seguente:
55  
56 \begin{enumerate}
57 \item Il server deve essere preparato per accettare le connessioni in arrivo;
58   il procedimento si chiama \textsl{apertura passiva} del socket (in inglese
59   \textit{passive open}). Questo viene fatto chiamando la sequenza di funzioni
60   \func{socket}, \func{bind} e \func{listen}. Completata l'apertura passiva il
61   server chiama la funzione \func{accept} e il processo si blocca in attesa di
62   connessioni.
63   
64 \item Il client richiede l'inizio della connessione usando la funzione
65   \func{connect}, attraverso un procedimento che viene chiamato
66   \textsl{apertura attiva}, dall'inglese \textit{active open}. La chiamata di
67   \func{connect} blocca il processo e causa l'invio da parte del client di un
68   segmento SYN, in sostanza viene inviato al server un pacchetto IP che
69   contiene solo gli header IP e TCP (con il numero di sequenza iniziale e il
70   flag SYN) e le opzioni di TCP.
71   
72 \item il server deve dare ricevuto (l'\textit{acknowledge}) del SYN del
73   client, inoltre anche il server deve inviare il suo SYN al client (e
74   trasmettere il suo numero di sequenza iniziale) questo viene fatto
75   ritrasmettendo un singolo segmento in cui sono impostati entrambi i flag SYN
76   e ACK.
77   
78 \item una volta che il client ha ricevuto l'acknowledge dal server la funzione
79   \func{connect} ritorna, l'ultimo passo è dare il ricevuto del SYN del
80   server inviando un ACK. Alla ricezione di quest'ultimo la funzione
81   \func{accept} del server ritorna e la connessione è stabilita.
82 \end{enumerate} 
83
84 Il procedimento viene chiamato \textit{three way handshake} dato che per
85 realizzarlo devono essere scambiati tre segmenti.  In fig.~\ref{fig:TCP_TWH}
86 si è rappresentata graficamente la sequenza di scambio dei segmenti che
87 stabilisce la connessione.
88
89 % Una analogia citata da R. Stevens per la connessione TCP è quella con il
90 % sistema del telefono. La funzione \func{socket} può essere considerata
91 % l'equivalente di avere un telefono. La funzione \func{bind} è analoga al
92 % dire alle altre persone qual è il proprio numero di telefono perché possano
93 % chiamare. La funzione \func{listen} è accendere il campanello del telefono
94 % per sentire le chiamate in arrivo.  La funzione \func{connect} richiede di
95 % conoscere il numero di chi si vuole chiamare. La funzione \func{accept} è
96 % quando si risponde al telefono.
97
98 \begin{figure}[!htb]
99   \centering \includegraphics[width=10cm]{img/three_way_handshake}  
100   \caption{Il \textit{three way handshake} del TCP.}
101   \label{fig:TCP_TWH}
102 \end{figure}
103
104 Si è accennato in precedenza ai \textsl{numeri di sequenza} (che sono anche
105 riportati in fig.~\ref{fig:TCP_TWH}): per gestire una connessione affidabile
106 infatti il protocollo TCP prevede nell'header la presenza di un numero a 32
107 bit (chiamato appunto \textit{sequence number}) che identifica a quale byte
108 nella sequenza del flusso corrisponde il primo byte della sezione dati
109 contenuta nel segmento.
110
111 Il numero di sequenza di ciascun segmento viene calcolato a partire da un
112 \textsl{numero di sequenza iniziale} generato in maniera casuale del kernel
113 all'inizio della connessione e trasmesso con il SYN; l'acknowledgement di
114 ciascun segmento viene effettuato dall'altro capo della connessione impostando
115 il flag ACK e restituendo nell'apposito campo dell'header un
116 \textit{acknowledge number}) pari al numero di sequenza che il ricevente si
117 aspetta di ricevere con il pacchetto successivo; dato che il primo pacchetto
118 SYN consuma un byte, nel \textit{three way handshake} il numero di acknowledge
119 è sempre pari al numero di sequenza iniziale incrementato di uno; lo stesso
120 varrà anche (vedi fig.~\ref{fig:TCP_close}) per l'acknowledgement di un FIN.
121
122 \itindend{three~way~handshake}
123
124
125 \subsection{Le opzioni TCP.}
126 \label{sec:TCP_TCP_opt}
127
128 Ciascun segmento SYN contiene in genere delle opzioni per il protocollo TCP,
129 le cosiddette \textit{TCP options},\footnote{da non confondere con le opzioni
130   dei socket TCP che tratteremo in sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options}, in
131   questo caso si tratta delle opzioni che vengono trasmesse come parte di un
132   pacchetto TCP, non delle funzioni che consentono di impostare i relativi
133   valori.} che vengono inserite fra l'header e i dati, e che servono a
134 comunicare all'altro capo una serie di parametri utili a regolare la
135 connessione.  Normalmente vengono usate le seguenti opzioni:
136
137 \begin{itemize}
138 \item \textit{MSS option}, dove MMS sta per \itindex{Maximum~Segment~Size}
139   \textit{Maximum Segment Size}, con questa opzione ciascun capo della
140   connessione annuncia all'altro il massimo ammontare di dati che vorrebbe
141   accettare per ciascun segmento nella connessione corrente. È possibile
142   leggere e scrivere questo valore attraverso l'opzione del socket
143   \const{TCP\_MAXSEG} (vedi sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options}).
144   
145 \item \textit{window scale option}, il protocollo TCP implementa il controllo
146   di flusso attraverso una \itindex{advertised~window} \textit{advertised
147     window} (la ``\textsl{finestra annunciata}'', vedi
148   sez.~\ref{sec:tcp_protocol_xxx}) con la quale ciascun capo della
149   comunicazione dichiara quanto spazio disponibile ha in memoria per i dati.
150   Questo è un numero a 16 bit dell'header, che così può indicare un massimo di
151   65535 byte;\footnote{in Linux il massimo è 32767 per evitare problemi con
152     alcune implementazioni che usano l'aritmetica con segno per implementare
153     lo stack TCP.} ma alcuni tipi di connessione come quelle ad alta velocità
154   (sopra i 45Mbit/sec) e quelle che hanno grandi ritardi nel cammino dei
155   pacchetti (come i satelliti) richiedono una finestra più grande per poter
156   ottenere il massimo dalla trasmissione. Per questo esiste questa opzione che
157   indica un fattore di scala da applicare al valore della
158   \itindex{advertised~window} finestra annunciata\footnote{essendo una nuova
159     opzione per garantire la compatibilità con delle vecchie implementazioni
160     del protocollo la procedura che la attiva prevede come negoziazione che
161     l'altro capo della connessione riconosca esplicitamente l'opzione
162     inserendola anche lui nel suo SYN di risposta dell'apertura della
163     connessione.} per la connessione corrente (espresso come numero di bit cui
164   spostare a sinistra il valore della finestra annunciata inserito nel
165   pacchetto). Con Linux è possibile indicare al kernel di far negoziare il
166   fattore di scala in fase di creazione di una connessione tramite la
167   \textit{sysctl} \itindex{TCP~window~scaling} \texttt{tcp\_window\_scaling}
168   (vedi sez.~\ref{sec:sock_ipv4_sysctl}).\footnote{per poter usare questa
169     funzionalità è comunque necessario ampliare le dimensioni dei buffer di
170     ricezione e spedizione, cosa che può essere fatta sia a livello di sistema
171     con le opportune \textit{sysctl} (vedi sez.~\ref{sec:sock_ipv4_sysctl})
172     che a livello di singoli socket con le relative opzioni (vedi
173     sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options}).}
174
175 \item \textit{timestamp option}, è anche questa una nuova opzione necessaria
176   per le connessioni ad alta velocità per evitare possibili corruzioni di dati
177   dovute a pacchetti perduti che riappaiono; anche questa viene negoziata come
178   la precedente.
179
180 \end{itemize}
181
182 La MSS \itindex{Maximum~Segment~Size} è generalmente supportata da quasi tutte
183 le implementazioni del protocollo, le ultime due opzioni (trattate
184 nell'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc1323.txt}{RFC~1323}) sono meno comuni;
185 vengono anche dette \textit{long fat pipe options} dato che questo è il nome
186 che viene dato alle connessioni caratterizzate da alta velocità o da ritardi
187 elevati. In ogni caso Linux supporta pienamente entrambe le opzioni.
188
189
190 \subsection{La terminazione della connessione}
191 \label{sec:TCP_conn_term}
192
193 Mentre per la creazione di una connessione occorre un interscambio di tre
194 segmenti, la procedura di chiusura ne richiede normalmente quattro. In questo
195 caso la successione degli eventi è la seguente:
196
197 \begin{enumerate}
198 \item Un processo ad uno dei due capi chiama la funzione \func{close}, dando
199   l'avvio a quella che viene chiamata \textsl{chiusura attiva} (o
200   \textit{active close}). Questo comporta l'emissione di un segmento FIN, che
201   serve ad indicare che si è finito con l'invio dei dati sulla connessione.
202   
203 \item L'altro capo della connessione riceve il FIN e dovrà eseguire la
204   \textsl{chiusura passiva} (o \textit{passive close}). Al FIN, come ad ogni
205   altro pacchetto, viene risposto con un ACK, inoltre il ricevimento del FIN
206   viene segnalato al processo che ha aperto il socket (dopo che ogni altro
207   eventuale dato rimasto in coda è stato ricevuto) come un end-of-file sulla
208   lettura: questo perché il ricevimento di un FIN significa che non si
209   riceveranno altri dati sulla connessione.
210   
211 \item Una volta rilevata l'end-of-file anche il secondo processo chiamerà la
212   funzione \func{close} sul proprio socket, causando l'emissione di un altro
213   segmento FIN.
214
215 \item L'altro capo della connessione riceverà il FIN conclusivo e risponderà
216   con un ACK.
217 \end{enumerate}
218
219 Dato che in questo caso sono richiesti un FIN ed un ACK per ciascuna direzione
220 normalmente i segmenti scambiati sono quattro.  Questo non è vero sempre
221 giacché in alcune situazioni il FIN del passo 1) è inviato insieme a dei dati.
222 Inoltre è possibile che i segmenti inviati nei passi 2 e 3 dal capo che
223 effettua la chiusura passiva, siano accorpati in un singolo segmento. In
224 fig.~\ref{fig:TCP_close} si è rappresentato graficamente lo sequenza di
225 scambio dei segmenti che conclude la connessione.
226
227 \begin{figure}[!htb]
228   \centering \includegraphics[width=10cm]{img/tcp_close}  
229   \caption{La chiusura di una connessione TCP.}
230   \label{fig:TCP_close}
231 \end{figure}
232
233 Come per il SYN anche il FIN occupa un byte nel numero di sequenza, per cui
234 l'ACK riporterà un \textit{acknowledge number} incrementato di uno. 
235
236 Si noti che, nella sequenza di chiusura, fra i passi 2 e 3, è in teoria
237 possibile che si mantenga un flusso di dati dal capo della connessione che
238 deve ancora eseguire la chiusura passiva a quello che sta eseguendo la
239 chiusura attiva.  Nella sequenza indicata i dati verrebbero persi, dato che si
240 è chiuso il socket dal lato che esegue la chiusura attiva; esistono tuttavia
241 situazioni in cui si vuole poter sfruttare questa possibilità, usando una
242 procedura che è chiamata \itindex{half-close} \textit{half-close}; torneremo
243 su questo aspetto e su come utilizzarlo in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}, quando
244 parleremo della funzione \func{shutdown}.
245
246 La emissione del FIN avviene quando il socket viene chiuso, questo però non
247 avviene solo per la chiamata esplicita della funzione \func{close}, ma anche
248 alla terminazione di un processo, quando tutti i file vengono chiusi.  Questo
249 comporta ad esempio che se un processo viene terminato da un segnale tutte le
250 connessioni aperte verranno chiuse.
251
252 Infine occorre sottolineare che, benché nella figura (e nell'esempio che
253 vedremo più avanti in sez.~\ref{sec:TCP_echo}) sia stato il client ad eseguire
254 la chiusura attiva, nella realtà questa può essere eseguita da uno qualunque
255 dei due capi della comunicazione (come nell'esempio di
256 fig.~\ref{fig:TCP_daytime_iter_server_code}), e anche se il caso più comune
257 resta quello del client, ci sono alcuni servizi, il principale dei quali è
258 l'HTTP, per i quali è il server ad effettuare la chiusura attiva.
259
260
261 \subsection{Un esempio di connessione}
262 \label{sec:TCP_conn_dia}
263
264 Come abbiamo visto le operazioni del TCP nella creazione e conclusione di una
265 connessione sono piuttosto complesse, ed abbiamo esaminato soltanto quelle
266 relative ad un andamento normale.  In sez.~\ref{sec:TCP_states} vedremo con
267 maggiori dettagli che una connessione può assumere vari stati, che ne
268 caratterizzano il funzionamento, e che sono quelli che vengono riportati dal
269 comando \cmd{netstat}, per ciascun socket TCP aperto, nel campo
270 \textit{State}.
271
272 Non possiamo affrontare qui una descrizione completa del funzionamento del
273 protocollo; un approfondimento sugli aspetti principali si trova in
274 sez.~\ref{sec:tcp_protocol}, ma per una trattazione completa il miglior
275 riferimento resta \cite{TCPIll1}. Qui ci limiteremo a descrivere brevemente un
276 semplice esempio di connessione e le transizioni che avvengono nei due casi
277 appena citati (creazione e terminazione della connessione).
278
279 In assenza di connessione lo stato del TCP è \texttt{CLOSED}; quando una
280 applicazione esegue una apertura attiva il TCP emette un SYN e lo stato
281 diventa \texttt{SYN\_SENT}; quando il TCP riceve la risposta del SYN$+$ACK
282 emette un ACK e passa allo stato \texttt{ESTABLISHED}; questo è lo stato
283 finale in cui avviene la gran parte del trasferimento dei dati.
284
285 Dal lato server in genere invece il passaggio che si opera con l'apertura
286 passiva è quello di portare il socket dallo stato \texttt{CLOSED} allo
287 stato \texttt{LISTEN} in cui vengono accettate le connessioni.
288
289 Dallo stato \texttt{ESTABLISHED} si può uscire in due modi; se un'applicazione
290 chiama la funzione \func{close} prima di aver ricevuto un
291 \textit{end-of-file} (chiusura attiva) la transizione è verso lo stato
292 \texttt{FIN\_WAIT\_1}; se invece l'applicazione riceve un FIN nello stato
293 \texttt{ESTABLISHED} (chiusura passiva) la transizione è verso lo stato
294 \texttt{CLOSE\_WAIT}.
295
296 In fig.~\ref{fig:TCP_conn_example} è riportato lo schema dello scambio dei
297 pacchetti che avviene per una un esempio di connessione, insieme ai vari stati
298 che il protocollo viene ad assumere per i due lati, server e client.
299
300 \begin{figure}[!htb]
301   \centering \includegraphics[width=9cm]{img/tcp_connection}  
302   \caption{Schema dello scambio di pacchetti per un esempio di connessione.}
303   \label{fig:TCP_conn_example}
304 \end{figure}
305
306 La connessione viene iniziata dal client che annuncia una
307 \itindex{Maximum~Segment~Size} MSS di 1460, un valore tipico con Linux per
308 IPv4 su Ethernet, il server risponde con lo stesso valore (ma potrebbe essere
309 anche un valore diverso).
310
311 Una volta che la connessione è stabilita il client scrive al server una
312 richiesta (che assumiamo stare in un singolo segmento, cioè essere minore dei
313 1460 byte annunciati dal server), quest'ultimo riceve la richiesta e
314 restituisce una risposta (che di nuovo supponiamo stare in un singolo
315 segmento). Si noti che l'acknowledge della richiesta è mandato insieme alla
316 risposta: questo viene chiamato \textit{piggybacking} ed avviene tutte le
317 volte che il server è sufficientemente veloce a costruire la risposta; in
318 caso contrario si avrebbe prima l'emissione di un ACK e poi l'invio della
319 risposta.
320
321 Infine si ha lo scambio dei quattro segmenti che terminano la connessione
322 secondo quanto visto in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}; si noti che il capo della
323 connessione che esegue la chiusura attiva entra nello stato
324 \texttt{TIME\_WAIT}, sul cui significato torneremo fra poco.
325
326 È da notare come per effettuare uno scambio di due pacchetti (uno di richiesta
327 e uno di risposta) il TCP necessiti di ulteriori otto segmenti, se invece si
328 fosse usato UDP sarebbero stati sufficienti due soli pacchetti. Questo è il
329 costo che occorre pagare per avere l'affidabilità garantita dal TCP, se si
330 fosse usato UDP si sarebbe dovuto trasferire la gestione di tutta una serie di
331 dettagli (come la verifica della ricezione dei pacchetti) dal livello del
332 trasporto all'interno dell'applicazione.
333
334 Quello che è bene sempre tenere presente è allora quali sono le esigenze che
335 si hanno in una applicazione di rete, perché non è detto che TCP sia la
336 miglior scelta in tutti i casi (ad esempio se si devono solo scambiare dati
337 già organizzati in piccoli pacchetti l'overhead aggiunto può essere eccessivo)
338 per questo esistono applicazioni che usano UDP e lo fanno perché nel caso
339 specifico le sue caratteristiche di velocità e compattezza nello scambio dei
340 dati rispondono meglio alle esigenze che devono essere affrontate.
341
342 \subsection{Lo stato \texttt{TIME\_WAIT}}
343 \label{sec:TCP_time_wait}
344
345 Come riportato da Stevens in \cite{UNP1} lo stato \texttt{TIME\_WAIT} è
346 probabilmente uno degli aspetti meno compresi del protocollo TCP, è infatti
347 comune trovare domande su come sia possibile evitare che un'applicazione resti
348 in questo stato lasciando attiva una connessione ormai conclusa; la risposta è
349 che non deve essere fatto, ed il motivo cercheremo di spiegarlo adesso.
350
351 Come si è visto nell'esempio precedente (vedi fig.~\ref{fig:TCP_conn_example})
352 \texttt{TIME\_WAIT} è lo stato finale in cui il capo di una connessione che
353 esegue la chiusura attiva resta prima di passare alla chiusura definitiva
354 della connessione. Il tempo in cui l'applicazione resta in questo stato deve
355 essere due volte la MSL (\textit{Maximum Segment Lifetime}).
356
357 La MSL è la stima del massimo periodo di tempo che un pacchetto IP può vivere
358 sulla rete; questo tempo è limitato perché ogni pacchetto IP può essere
359 ritrasmesso dai router un numero massimo di volte (detto \textit{hop limit}).
360 Il numero di ritrasmissioni consentito è indicato dal campo TTL dell'header di
361 IP (per maggiori dettagli vedi sez.~\ref{sec:ip_protocol}), e viene
362 decrementato ad ogni passaggio da un router; quando si annulla il pacchetto
363 viene scartato.  Siccome il numero è ad 8 bit il numero massimo di
364 ``\textsl{salti}'' è di 255, pertanto anche se il TTL (da \textit{time to
365   live}) non è propriamente un limite sul tempo di vita, si stima che un
366 pacchetto IP non possa restare nella rete per più di MSL secondi.
367
368 Ogni implementazione del TCP deve scegliere un valore per la MSL
369 (l'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc1122.txt}{RFC~1122} raccomanda 2 minuti,
370 Linux usa 30 secondi), questo comporta una durata dello stato
371 \texttt{TIME\_WAIT} che a seconda delle implementazioni può variare fra 1 a 4
372 minuti.  Lo stato \texttt{TIME\_WAIT} viene utilizzato dal protocollo per due
373 motivi principali:
374 \begin{enumerate}
375 \item implementare in maniera affidabile la terminazione della connessione
376   in entrambe le direzioni.
377 \item consentire l'eliminazione dei segmenti duplicati dalla rete. 
378 \end{enumerate}
379
380 Il punto è che entrambe le ragioni sono importanti, anche se spesso si fa
381 riferimento solo alla prima; ma è solo se si tiene conto della seconda che si
382 capisce il perché della scelta di un tempo pari al doppio della MSL come
383 durata di questo stato.
384
385 Il primo dei due motivi precedenti si può capire tornando a
386 fig.~\ref{fig:TCP_conn_example}: assumendo che l'ultimo ACK della sequenza
387 (quello del capo che ha eseguito la chiusura attiva) venga perso, chi esegue
388 la chiusura passiva non ricevendo risposta rimanderà un ulteriore FIN, per
389 questo motivo chi esegue la chiusura attiva deve mantenere lo stato della
390 connessione per essere in grado di reinviare l'ACK e chiuderla correttamente.
391 Se non fosse così la risposta sarebbe un RST (un altro tipo si segmento) che
392 verrebbe interpretato come un errore.
393
394 Se il TCP deve poter chiudere in maniera pulita entrambe le direzioni della
395 connessione allora deve essere in grado di affrontare la perdita di uno
396 qualunque dei quattro segmenti che costituiscono la chiusura. Per questo
397 motivo un socket deve rimanere attivo nello stato \texttt{TIME\_WAIT} anche
398 dopo l'invio dell'ultimo ACK, per potere essere in grado di gestirne
399 l'eventuale ritrasmissione, in caso esso venga perduto.
400
401 Il secondo motivo è più complesso da capire, e necessita di una spiegazione
402 degli scenari in cui può accadere che i pacchetti TCP si possano perdere nella
403 rete o restare intrappolati, per poi riemergere in un secondo tempo.
404
405 Il caso più comune in cui questo avviene è quello di anomalie
406 nell'instradamento; può accadere cioè che un router smetta di funzionare o che
407 una connessione fra due router si interrompa. In questo caso i protocolli di
408 instradamento dei pacchetti possono impiegare diverso tempo (anche dell'ordine
409 dei minuti) prima di trovare e stabilire un percorso alternativo per i
410 pacchetti. Nel frattempo possono accadere casi in cui un router manda i
411 pacchetti verso un altro e quest'ultimo li rispedisce indietro, o li manda ad
412 un terzo router che li rispedisce al primo, si creano cioè dei circoli (i
413 cosiddetti \textit{routing loop}) in cui restano intrappolati i pacchetti.
414
415 Se uno di questi pacchetti intrappolati è un segmento TCP, chi l'ha inviato,
416 non ricevendo un ACK in risposta, provvederà alla ritrasmissione e se nel
417 frattempo sarà stata stabilita una strada alternativa il pacchetto ritrasmesso
418 giungerà a destinazione.
419
420 Ma se dopo un po' di tempo (che non supera il limite dell'MSL, dato che
421 altrimenti verrebbe ecceduto il TTL) l'anomalia viene a cessare, il circolo di
422 instradamento viene spezzato i pacchetti intrappolati potranno essere inviati
423 alla destinazione finale, con la conseguenza di avere dei pacchetti duplicati;
424 questo è un caso che il TCP deve essere in grado di gestire.
425
426 Allora per capire la seconda ragione per l'esistenza dello stato
427 \texttt{TIME\_WAIT} si consideri il caso seguente: si supponga di avere una
428 connessione fra l'IP \texttt{195.110.112.236} porta 1550 e l'IP
429 \texttt{192.84.145.100} porta 22 (affronteremo il significato delle porte
430 nella prossima sezione), che questa venga chiusa e che poco dopo si
431 ristabilisca la stessa connessione fra gli stessi IP sulle stesse porte
432 (quella che viene detta, essendo gli stessi porte e numeri IP, una nuova
433 \textsl{incarnazione} della connessione precedente); in questo caso ci si
434 potrebbe trovare con dei pacchetti duplicati relativi alla precedente
435 connessione che riappaiono nella nuova.
436
437 Ma fintanto che il socket non è chiuso una nuova incarnazione non può essere
438 creata: per questo un socket TCP resta sempre nello stato \texttt{TIME\_WAIT}
439 per un periodo di 2MSL, in modo da attendere MSL secondi per essere sicuri che
440 tutti i pacchetti duplicati in arrivo siano stati ricevuti (e scartati) o che
441 nel frattempo siano stati eliminati dalla rete, e altri MSL secondi per essere
442 sicuri che lo stesso avvenga per le risposte nella direzione opposta.
443
444 In questo modo, prima che venga creata una nuova connessione, il protocollo
445 TCP si assicura che tutti gli eventuali segmenti residui di una precedente
446 connessione, che potrebbero causare disturbi, siano stati eliminati dalla
447 rete.
448
449
450 \subsection{I numeri di porta}
451 \label{sec:TCP_port_num}
452
453 In un ambiente multitasking in un dato momento più processi devono poter usare
454 sia UDP che TCP, e ci devono poter essere più connessioni in contemporanea.
455 Per poter tenere distinte le diverse connessioni entrambi i protocolli usano i
456 \textsl{numeri di porta}, che fanno parte, come si può vedere in
457 sez.~\ref{sec:sock_sa_ipv4} e sez.~\ref{sec:sock_sa_ipv6} pure delle strutture
458 degli indirizzi del socket.
459
460 Quando un client contatta un server deve poter identificare con quale dei vari
461 possibili server attivi intende parlare. Sia TCP che UDP definiscono un gruppo
462 di \textsl{porte conosciute} (le cosiddette \textit{well-known port}) che
463 identificano una serie di servizi noti (ad esempio la porta 22 identifica il
464 servizio SSH) effettuati da appositi server che rispondono alle connessioni
465 verso tali porte.
466
467 D'altra parte un client non ha necessità di usare un numero di porta
468 specifico, per cui in genere vengono usate le cosiddette \textsl{porte
469   effimere} (o \textit{ephemeral ports}) cioè porte a cui non è assegnato
470 nessun servizio noto e che vengono assegnate automaticamente dal kernel alla
471 creazione della connessione. Queste sono dette effimere in quanto vengono
472 usate solo per la durata della connessione, e l'unico requisito che deve
473 essere soddisfatto è che ognuna di esse sia assegnata in maniera univoca.
474
475 La lista delle porte conosciute è definita
476 dall'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc1700.txt}{RFC~1700} che contiene
477 l'elenco delle porte assegnate dalla IANA (la \textit{Internet Assigned Number
478   Authority}) ma l'elenco viene costantemente aggiornato e pubblicato su
479 internet (una versione aggiornata si può trovare all'indirizzo
480 \url{http://www.iana.org/assignments/port-numbers}); inoltre in un sistema
481 unix-like un analogo elenco viene mantenuto nel file \conffile{/etc/services},
482 con la corrispondenza fra i vari numeri di porta ed il nome simbolico del
483 servizio.  I numeri sono divisi in tre intervalli:
484
485 \begin{enumerate*}
486 \item \textsl{le porte note}. I numeri da 0 a 1023. Queste sono controllate e
487   assegnate dalla IANA. Se è possibile la stessa porta è assegnata allo stesso
488   servizio sia su UDP che su TCP (ad esempio la porta 22 è assegnata a SSH su
489   entrambi i protocolli, anche se viene usata solo dal TCP).
490   
491 \item \textsl{le porte registrate}. I numeri da 1024 a 49151. Queste porte non
492   sono controllate dalla IANA, che però registra ed elenca chi usa queste
493   porte come servizio agli utenti. Come per le precedenti si assegna una porta
494   ad un servizio sia per TCP che UDP anche se poi il servizio è implementato
495   solo su TCP. Ad esempio X Window usa le porte TCP e UDP dal 6000 al 6063
496   anche se il protocollo è implementato solo tramite TCP.
497   
498 \item \textsl{le porte private} o \textsl{dinamiche}. I numeri da 49152 a
499   65535. La IANA non dice nulla riguardo a queste porte che pertanto
500   sono i candidati naturali ad essere usate come porte effimere.
501 \end{enumerate*}
502
503 In realtà rispetto a quanto indicato
504 nell'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc1700.txt}{RFC~1700} i vari sistemi hanno
505 fatto scelte diverse per le porte effimere, in particolare in
506 fig.~\ref{fig:TCP_port_alloc} sono riportate quelle di BSD e Linux.
507
508 \begin{figure}[!htb]
509   \centering \includegraphics[width=13cm]{img/port_alloc}  
510   \caption{Allocazione dei numeri di porta.}
511   \label{fig:TCP_port_alloc}
512 \end{figure}
513
514 I sistemi Unix hanno inoltre il concetto di \textsl{porte riservate} (che
515 corrispondono alle porte con numero minore di 1024 e coincidono quindi con le
516 \textsl{porte note}). La loro caratteristica è che possono essere assegnate a
517 un socket solo da un processo con i privilegi di amministratore, per far sì
518 che solo l'amministratore possa allocare queste porte per far partire i
519 relativi servizi.
520
521 Le \textsl{glibc} definiscono (in \texttt{netinet/in.h})
522 \const{IPPORT\_RESERVED} e \const{IPPORT\_USERRESERVED}, in cui la prima (che
523 vale 1024) indica il limite superiore delle porte riservate, e la seconda (che
524 vale 5000) il limite inferiore delle porte a disposizione degli utenti.  La
525 convenzione vorrebbe che le porte \textsl{effimere} siano allocate fra questi
526 due valori. Nel caso di Linux questo è vero solo in uno dei due casi di
527 fig.~\ref{fig:TCP_port_alloc}, e la scelta fra i due possibili intervalli
528 viene fatta dinamicamente dal kernel a seconda della memoria disponibile per
529 la gestione delle relative tabelle.
530
531 Si tenga conto poi che ci sono alcuni client, in particolare \cmd{rsh} e
532 \cmd{rlogin}, che richiedono una connessione su una porta riservata anche dal
533 lato client come parte dell'autenticazione, contando appunto sul fatto che
534 solo l'amministratore può usare queste porte. Data l'assoluta inconsistenza in
535 termini di sicurezza di un tale metodo, al giorno d'oggi esso è in completo
536 disuso.
537
538 Data una connessione TCP si suole chiamare \textit{socket pair}\footnote{da
539   non confondere con la coppia di socket della omonima funzione
540   \func{socketpair} che fanno riferimento ad una coppia di socket sulla stessa
541   macchina, non ai capi di una connessione TCP.} la combinazione dei quattro
542 numeri che definiscono i due capi della connessione e cioè l'indirizzo IP
543 locale e la porta TCP locale, e l'indirizzo IP remoto e la porta TCP remota.
544 Questa combinazione, che scriveremo usando una notazione del tipo
545 (\texttt{195.110.112.152:22}, \texttt{192.84.146.100:20100}), identifica
546 univocamente una connessione su internet.  Questo concetto viene di solito
547 esteso anche a UDP, benché in questo caso non abbia senso parlare di
548 connessione. L'utilizzo del programma \cmd{netstat} permette di visualizzare
549 queste informazioni nei campi \textit{Local Address} e \textit{Foreing
550   Address}.
551
552
553 \subsection{Le porte ed il modello client/server}
554 \label{sec:TCP_port_cliserv}
555
556 Per capire meglio l'uso delle porte e come vengono utilizzate quando si ha a
557 che fare con un'applicazione client/server (come quelle che descriveremo in
558 sez.~\ref{sec:TCP_daytime_application} e sez.~\ref{sec:TCP_echo_application})
559 esamineremo cosa accade con le connessioni nel caso di un server TCP che deve
560 gestire connessioni multiple.
561
562 Se eseguiamo un \cmd{netstat} su una macchina di prova (il cui indirizzo sia
563 \texttt{195.110.112.152}) potremo avere un risultato del tipo:
564 \begin{verbatim}
565 Active Internet connections (servers and established)
566 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State      
567 tcp        0      0 0.0.0.0:22              0.0.0.0:*               LISTEN
568 tcp        0      0 0.0.0.0:25              0.0.0.0:*               LISTEN
569 tcp        0      0 127.0.0.1:53            0.0.0.0:*               LISTEN
570 \end{verbatim}
571 essendo presenti e attivi un server SSH, un server di posta e un DNS per il
572 caching locale.
573
574 Questo ci mostra ad esempio che il server SSH ha compiuto un'apertura passiva,
575 mettendosi in ascolto sulla porta 22 riservata a questo servizio, e che si è
576 posto in ascolto per connessioni provenienti da uno qualunque degli indirizzi
577 associati alle interfacce locali. La notazione \texttt{0.0.0.0} usata da
578 \cmd{netstat} è equivalente all'asterisco utilizzato per il numero di porta,
579 indica il valore generico, e corrisponde al valore \const{INADDR\_ANY}
580 definito in \file{arpa/inet.h} (vedi \ref{tab:TCP_ipv4_addr}).
581
582 Inoltre si noti come la porta e l'indirizzo di ogni eventuale connessione
583 esterna non sono specificati; in questo caso la \textit{socket pair} associata
584 al socket potrebbe essere indicata come (\texttt{*:22}, \texttt{*:*}), usando
585 anche per gli indirizzi l'asterisco come carattere che indica il valore
586 generico.
587
588 Dato che in genere una macchina è associata ad un solo indirizzo IP, ci si può
589 chiedere che senso abbia l'utilizzo dell'indirizzo generico per specificare
590 l'indirizzo locale; ma a parte il caso di macchine che hanno più di un
591 indirizzo IP (il cosiddetto \textit{multihoming}) esiste sempre anche
592 l'indirizzo di loopback, per cui con l'uso dell'indirizzo generico si possono
593 accettare connessioni indirizzate verso uno qualunque degli indirizzi IP
594 presenti. Ma, come si può vedere nell'esempio con il DNS che è in ascolto
595 sulla porta 53, è possibile anche restringere l'accesso ad uno specifico
596 indirizzo, cosa che nel caso è fatta accettando solo connessioni che arrivino
597 sull'interfaccia di loopback.
598
599 Una volta che ci si vorrà collegare a questa macchina da un'altra, per esempio
600 quella con l'indirizzo \texttt{192.84.146.100}, si dovrà lanciare su
601 quest'ultima un client \cmd{ssh} per creare una connessione, e il kernel gli
602 assocerà una porta effimera (ad esempio la 21100), per cui la connessione sarà
603 espressa dalla socket pair (\texttt{192.84.146.100:21100},
604 \texttt{195.110.112.152:22}).
605
606 Alla ricezione della richiesta dal client il server creerà un processo figlio
607 per gestire la connessione, se a questo punto eseguiamo nuovamente il
608 programma \cmd{netstat} otteniamo come risultato:
609 \begin{verbatim}
610 Active Internet connections (servers and established)
611 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State      
612 tcp        0      0 0.0.0.0:22              0.0.0.0:*               LISTEN
613 tcp        0      0 0.0.0.0:25              0.0.0.0:*               LISTEN
614 tcp        0      0 127.0.0.1:53            0.0.0.0:*               LISTEN
615 tcp        0      0 195.110.112.152:22      192.84.146.100:21100    ESTABLISHED
616 \end{verbatim}
617
618 Come si può notare il server è ancora in ascolto sulla porta 22, però adesso
619 c'è un nuovo socket (con lo stato \texttt{ESTABLISHED}) che utilizza anch'esso
620 la porta 22, ed ha specificato l'indirizzo locale, questo è il socket con cui
621 il processo figlio gestisce la connessione mentre il padre resta in ascolto
622 sul socket originale.
623
624 Se a questo punto lanciamo un'altra volta il client \cmd{ssh} per una seconda
625 connessione quello che otterremo usando \cmd{netstat} sarà qualcosa del
626 genere:
627 \begin{verbatim}
628 Active Internet connections (servers and established)
629 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State      
630 tcp        0      0 0.0.0.0:22              0.0.0.0:*               LISTEN
631 tcp        0      0 0.0.0.0:25              0.0.0.0:*               LISTEN
632 tcp        0      0 127.0.0.1:53            0.0.0.0:*               LISTEN
633 tcp        0      0 195.110.112.152:22      192.84.146.100:21100    ESTABLISHED
634 tcp        0      0 195.110.112.152:22      192.84.146.100:21101    ESTABLISHED
635 \end{verbatim}
636 cioè il client effettuerà la connessione usando un'altra porta effimera: con
637 questa sarà aperta la connessione, ed il server creerà un altro processo
638 figlio per gestirla.
639
640 Tutto ciò mostra come il TCP, per poter gestire le connessioni con un server
641 concorrente, non può suddividere i pacchetti solo sulla base della porta di
642 destinazione, ma deve usare tutta l'informazione contenuta nella socket pair,
643 compresa la porta dell'indirizzo remoto.  E se andassimo a vedere quali sono i
644 processi\footnote{ad esempio con il comando \cmd{fuser}, o con \cmd{lsof}, o
645   usando l'opzione \texttt{-p}.} a cui fanno riferimento i vari socket
646 vedremmo che i pacchetti che arrivano dalla porta remota 21100 vanno al primo
647 figlio e quelli che arrivano alla porta 21101 al secondo.
648
649
650 \section{Le funzioni di base per la gestione dei socket}
651 \label{sec:TCP_functions}
652
653 In questa sezione descriveremo in maggior dettaglio le varie funzioni che
654 vengono usate per la gestione di base dei socket TCP, non torneremo però sulla
655 funzione \func{socket}, che è già stata esaminata accuratamente nel capitolo
656 precedente in sez.~\ref{sec:sock_socket}.
657
658
659 \subsection{La funzione \func{bind}}
660 \label{sec:TCP_func_bind}
661
662 La funzione \funcd{bind} assegna un indirizzo locale ad un
663 socket.\footnote{nel nostro caso la utilizzeremo per socket TCP, ma la
664   funzione è generica e deve essere usata per qualunque tipo di socket
665   \const{SOCK\_STREAM} prima che questo possa accettare connessioni.} È usata
666 cioè per specificare la prima parte dalla socket pair.  Viene usata sul lato
667 server per specificare la porta (e gli eventuali indirizzi locali) su cui poi
668 ci si porrà in ascolto. Il prototipo della funzione è il seguente:
669 \begin{prototype}{sys/socket.h}
670 {int bind(int sockfd, const struct sockaddr *serv\_addr, socklen\_t addrlen)}
671   
672   Assegna un indirizzo ad un socket.
673   
674   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 per un errore;
675     in caso di errore la variabile \var{errno} viene impostata secondo i
676     seguenti codici di errore:
677   \begin{errlist}
678   \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido.
679   \item[\errcode{EINVAL}] il socket ha già un indirizzo assegnato.
680   \item[\errcode{ENOTSOCK}] il file descriptor non è associato ad un socket.
681   \item[\errcode{EACCES}] si è cercato di usare una porta riservata senza
682     sufficienti privilegi.
683   \item[\errcode{EADDRNOTAVAIL}] il tipo di indirizzo specificato non è
684     disponibile.
685   \item[\errcode{EADDRINUSE}] qualche altro socket sta già usando l'indirizzo.
686   \end{errlist}
687   ed anche \errval{EFAULT} e per i socket di tipo \const{AF\_UNIX},
688   \errval{ENOTDIR}, \errval{ENOENT}, \errval{ENOMEM}, \errval{ELOOP},
689   \errval{ENOSR} e \errval{EROFS}.}
690 \end{prototype}
691
692 Il primo argomento è un file descriptor ottenuto da una precedente chiamata a
693 \func{socket}, mentre il secondo e terzo argomento sono rispettivamente
694 l'indirizzo (locale) del socket e la dimensione della struttura che lo
695 contiene, secondo quanto già trattato in sez.~\ref{sec:sock_sockaddr}. 
696
697 Con i socket TCP la chiamata \func{bind} permette di specificare l'indirizzo,
698 la porta, entrambi o nessuno dei due. In genere i server utilizzano una porta
699 nota che assegnano all'avvio, se questo non viene fatto è il kernel a
700 scegliere una porta effimera quando vengono eseguite la funzioni
701 \func{connect} o \func{listen}, ma se questo è normale per il client non lo è
702 per il server\footnote{un'eccezione a tutto ciò sono i server che usano RPC.
703   In questo caso viene fatta assegnare dal kernel una porta effimera che poi
704   viene registrata presso il \textit{portmapper}; quest'ultimo è un altro
705   demone che deve essere contattato dai client per ottenere la porta effimera
706   su cui si trova il server.} che in genere viene identificato dalla porta su
707 cui risponde (l'elenco di queste porte, e dei relativi servizi, è in
708 \conffile{/etc/services}).
709
710 Con \func{bind} si può assegnare un indirizzo IP specifico ad un socket,
711 purché questo appartenga ad una interfaccia della macchina.  Per un client TCP
712 questo diventerà l'indirizzo sorgente usato per i tutti i pacchetti inviati
713 sul socket, mentre per un server TCP questo restringerà l'accesso al socket
714 solo alle connessioni che arrivano verso tale indirizzo.
715
716 Normalmente un client non specifica mai l'indirizzo di un socket, ed il kernel
717 sceglie l'indirizzo di origine quando viene effettuata la connessione, sulla
718 base dell'interfaccia usata per trasmettere i pacchetti, (che dipenderà dalle
719 regole di instradamento usate per raggiungere il server).  Se un server non
720 specifica il suo indirizzo locale il kernel userà come indirizzo di origine
721 l'indirizzo di destinazione specificato dal SYN del client.
722
723 Per specificare un indirizzo generico, con IPv4 si usa il valore
724 \const{INADDR\_ANY}, il cui valore, come accennato in
725 sez.~\ref{sec:sock_sa_ipv4}, è pari a zero; nell'esempio
726 fig.~\ref{fig:TCP_daytime_iter_server_code} si è usata un'assegnazione
727 immediata del tipo: \includecodesnip{listati/serv_addr_sin_addr.c}
728
729 Si noti che si è usato \func{htonl} per assegnare il valore
730 \const{INADDR\_ANY}, anche se, essendo questo nullo, il riordinamento è
731 inutile.  Si tenga presente comunque che tutte le costanti \val{INADDR\_}
732 (riportate in tab.~\ref{tab:TCP_ipv4_addr}) sono definite secondo
733 \itindex{endianness} l'\textit{endianness} della macchina, ed anche se esse
734 possono essere invarianti rispetto all'ordinamento dei bit, è comunque buona
735 norma usare sempre la funzione \func{htonl}.
736
737 \begin{table}[htb]
738   \centering
739   \footnotesize
740   \begin{tabular}[c]{|l|l|}
741     \hline
742     \textbf{Costante} & \textbf{Significato} \\
743     \hline
744     \hline
745     \const{INADDR\_ANY}      & Indirizzo generico (\texttt{0.0.0.0})\\
746     \const{INADDR\_BROADCAST}& Indirizzo di \itindex{broadcast}
747                                \textit{broadcast}.\\ 
748     \const{INADDR\_LOOPBACK} & Indirizzo di \textit{loopback}
749                                (\texttt{127.0.0.1}).\\ 
750     \const{INADDR\_NONE}     & Indirizzo errato.\\
751     \hline    
752   \end{tabular}
753   \caption{Costanti di definizione di alcuni indirizzi generici per IPv4.}
754   \label{tab:TCP_ipv4_addr}
755 \end{table}
756
757 L'esempio precedente funziona correttamente con IPv4 poiché che l'indirizzo è
758 rappresentabile anche con un intero a 32 bit; non si può usare lo stesso
759 metodo con IPv6, in cui l'indirizzo deve necessariamente essere specificato
760 con una struttura, perché il linguaggio C non consente l'uso di una struttura
761 costante come operando a destra in una assegnazione.
762
763 Per questo motivo nell'header \file{netinet/in.h} è definita una variabile
764 \macro{in6addr\_any} (dichiarata come \direct{extern}, ed inizializzata dal
765 sistema al valore \const{IN6ADRR\_ANY\_INIT}) che permette di effettuare una
766 assegnazione del tipo: \includecodesnip{listati/serv_addr_sin6_addr.c} in
767 maniera analoga si può utilizzare la variabile \macro{in6addr\_loopback} per
768 indicare l'indirizzo di \textit{loopback}, che a sua volta viene inizializzata
769 staticamente a \const{IN6ADRR\_LOOPBACK\_INIT}.
770
771
772 \subsection{La funzione \func{connect}}
773 \label{sec:TCP_func_connect}
774
775 La funzione \funcd{connect} è usata da un client TCP per stabilire la
776 connessione con un server TCP,\footnote{di nuovo la funzione è generica e
777   supporta vari tipi di socket, la differenza è che per socket senza
778   connessione come quelli di tipo \const{SOCK\_DGRAM} la sua chiamata si
779   limiterà ad impostare l'indirizzo dal quale e verso il quale saranno inviati
780   e ricevuti i pacchetti, mentre per socket di tipo \const{SOCK\_STREAM} o
781   \const{SOCK\_SEQPACKET}, essa attiverà la procedura di avvio (nel caso del
782   TCP il \itindex{three~way~handshake} \textit{three way handshake}) della
783   connessione.}  il prototipo della funzione è il seguente:
784 \begin{prototype}{sys/socket.h}
785   {int connect(int sockfd, const struct sockaddr *servaddr, socklen\_t
786     addrlen)}
787   
788   Stabilisce una connessione fra due socket.
789   
790   \bodydesc{La funzione restituisce zero in caso di successo e -1 per un
791     errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
792   \begin{errlist}
793   \item[\errcode{ECONNREFUSED}] non c'è nessuno in ascolto sull'indirizzo
794     remoto.
795   \item[\errcode{ETIMEDOUT}] si è avuto timeout durante il tentativo di
796     connessione.
797   \item[\errcode{ENETUNREACH}] la rete non è raggiungibile.
798   \item[\errcode{EINPROGRESS}] il socket è non bloccante (vedi
799     sez.~\ref{sec:file_noblocking}) e la connessione non può essere conclusa
800     immediatamente.
801   \item[\errcode{EALREADY}] il socket è non bloccante (vedi
802     sez.~\ref{sec:file_noblocking}) e un tentativo precedente di connessione
803     non si è ancora concluso.
804   \item[\errcode{EAGAIN}] non ci sono più porte locali libere. 
805   \item[\errcode{EAFNOSUPPORT}] l'indirizzo non ha una famiglia di indirizzi
806     corretta nel relativo campo.
807   \item[\errcode{EACCES}, \errcode{EPERM}] si è tentato di eseguire una
808     connessione ad un indirizzo \itindex{broadcast} \textit{broadcast} senza
809     che il socket fosse stato abilitato per il \itindex{broadcast}
810     \textit{broadcast}.
811   \end{errlist}
812   altri errori possibili sono: \errval{EFAULT}, \errval{EBADF},
813   \errval{ENOTSOCK}, \errval{EISCONN} e \errval{EADDRINUSE}.}
814 \end{prototype}
815
816 Il primo argomento è un file descriptor ottenuto da una precedente chiamata a
817 \func{socket}, mentre il secondo e terzo argomento sono rispettivamente
818 l'indirizzo e la dimensione della struttura che contiene l'indirizzo del
819 socket, già descritta in sez.~\ref{sec:sock_sockaddr}.
820
821 La struttura dell'indirizzo deve essere inizializzata con l'indirizzo IP e il
822 numero di porta del server a cui ci si vuole connettere, come mostrato
823 nell'esempio sez.~\ref{sec:TCP_daytime_client}, usando le funzioni illustrate
824 in sez.~\ref{sec:sock_addr_func}.
825
826 Nel caso di socket TCP la funzione \func{connect} avvia il
827 \itindex{three~way~handshake} \textit{three way handshake}, e ritorna solo
828 quando la connessione è stabilita o si è verificato un errore. Le possibili
829 cause di errore sono molteplici (ed i relativi codici riportati sopra), quelle
830 che però dipendono dalla situazione della rete e non da errori o problemi
831 nella chiamata della funzione sono le seguenti:
832 \begin{enumerate}
833 \item Il client non riceve risposta al SYN: l'errore restituito è
834   \errcode{ETIMEDOUT}. Stevens riporta che BSD invia un primo SYN alla
835   chiamata di \func{connect}, un altro dopo 6 secondi, un terzo dopo 24
836   secondi, se dopo 75 secondi non ha ricevuto risposta viene ritornato
837   l'errore. Linux invece ripete l'emissione del SYN ad intervalli di 30
838   secondi per un numero di volte che può essere stabilito dall'utente. Questo
839   può essere fatto a livello globale con una opportuna
840   \func{sysctl},\footnote{o più semplicemente scrivendo il valore voluto in
841     \sysctlfile{net/ipv4/tcp\_syn\_retries}, vedi
842     sez.~\ref{sec:sock_ipv4_sysctl}.} e a livello di singolo socket con
843   l'opzione \const{TCP\_SYNCNT} (vedi sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options}). Il
844   valore predefinito per la ripetizione dell'invio è di 5 volte, che comporta
845   un timeout dopo circa 180 secondi.
846
847 \item Il client riceve come risposta al SYN un RST significa che non c'è
848   nessun programma in ascolto per la connessione sulla porta specificata (il
849   che vuol dire probabilmente che o si è sbagliato il numero della porta o che
850   non è stato avviato il server), questo è un errore fatale e la funzione
851   ritorna non appena il RST viene ricevuto riportando un errore
852   \errcode{ECONNREFUSED}.
853   
854   Il flag RST sta per \textit{reset} ed è un segmento inviato direttamente
855   dal TCP quando qualcosa non va. Tre condizioni che generano un RST sono:
856   quando arriva un SYN per una porta che non ha nessun server in ascolto,
857   quando il TCP abortisce una connessione in corso, quando TCP riceve un
858   segmento per una connessione che non esiste.
859   
860 \item Il SYN del client provoca l'emissione di un messaggio ICMP di
861   destinazione non raggiungibile. In questo caso dato che il messaggio può
862   essere dovuto ad una condizione transitoria si ripete l'emissione dei SYN
863   come nel caso precedente, fino al timeout, e solo allora si restituisce il
864   codice di errore dovuto al messaggio ICMP, che da luogo ad un
865   \errcode{ENETUNREACH}.
866    
867 \end{enumerate}
868
869 Se si fa riferimento al diagramma degli stati del TCP riportato in
870 fig.~\ref{fig:TCP_state_diag} la funzione \func{connect} porta un socket
871 dallo stato \texttt{CLOSED} (lo stato iniziale in cui si trova un socket
872 appena creato) prima allo stato \texttt{SYN\_SENT} e poi, al ricevimento del
873 ACK, nello stato \texttt{ESTABLISHED}. Se invece la connessione fallisce il
874 socket non è più utilizzabile e deve essere chiuso.
875
876 Si noti infine che con la funzione \func{connect} si è specificato solo
877 indirizzo e porta del server, quindi solo una metà della socket pair; essendo
878 questa funzione usata nei client l'altra metà contenente indirizzo e porta
879 locale viene lasciata all'assegnazione automatica del kernel, e non è
880 necessario effettuare una \func{bind}.
881
882
883 \subsection{La funzione \func{listen}}
884 \label{sec:TCP_func_listen}
885
886 La funzione \funcd{listen} serve ad usare un socket in modalità passiva, cioè,
887 come dice il nome, per metterlo in ascolto di eventuali
888 connessioni;\footnote{questa funzione può essere usata con socket che
889   supportino le connessioni, cioè di tipo \const{SOCK\_STREAM} o
890   \const{SOCK\_SEQPACKET}.} in sostanza l'effetto della funzione è di portare
891 il socket dallo stato \texttt{CLOSED} a quello \texttt{LISTEN}. In genere si
892 chiama la funzione in un server dopo le chiamate a \func{socket} e \func{bind}
893 e prima della chiamata ad \func{accept}. Il prototipo della funzione, come
894 definito dalla pagina di manuale, è:
895 \begin{prototype}{sys/socket.h}{int listen(int sockfd, int backlog)}
896   Pone un socket in attesa di una connessione.
897   
898   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
899     errore. I codici di errore restituiti in \var{errno} sono i seguenti:
900   \begin{errlist}
901   \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{sockfd} non è un file descriptor
902     valido.
903   \item[\errcode{ENOTSOCK}] l'argomento \param{sockfd} non è un socket.
904   \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il socket è di un tipo che non supporta questa
905     operazione.
906   \end{errlist}}
907 \end{prototype}
908
909 La funzione pone il socket specificato da \param{sockfd} in modalità passiva e
910 predispone una coda per le connessioni in arrivo di lunghezza pari a
911 \param{backlog}. La funzione si può applicare solo a socket di tipo
912 \const{SOCK\_STREAM} o \const{SOCK\_SEQPACKET}.
913
914 L'argomento \param{backlog} indica il numero massimo di connessioni pendenti
915 accettate; se esso viene ecceduto il client al momento della richiesta della
916 connessione riceverà un errore di tipo \errcode{ECONNREFUSED}, o se il
917 protocollo, come accade nel caso del TCP, supporta la ritrasmissione, la
918 richiesta sarà ignorata in modo che la connessione possa venire ritentata.
919
920 Per capire meglio il significato di tutto ciò occorre approfondire la modalità
921 con cui il kernel tratta le connessioni in arrivo. Per ogni socket in ascolto
922 infatti vengono mantenute due code:
923 \begin{enumerate}
924 \item La coda delle connessioni incomplete (\textit{incomplete connection
925     queue}) che contiene un riferimento per ciascun socket per il quale è
926   arrivato un SYN ma il \itindex{three~way~handshake} \textit{three way
927     handshake} non si è ancora concluso.  Questi socket sono tutti nello stato
928   \texttt{SYN\_RECV}.
929 \item La coda delle connessioni complete (\textit{complete connection queue})
930   che contiene un ingresso per ciascun socket per il quale il
931   \itindex{three~way~handshake} \textit{three way handshake} è stato
932   completato ma ancora \func{accept} non è ritornata.  Questi socket sono
933   tutti nello stato \texttt{ESTABLISHED}.
934 \end{enumerate}
935
936 Lo schema di funzionamento è descritto in fig.~\ref{fig:TCP_listen_backlog}:
937 quando arriva un SYN da un client il server crea una nuova voce nella coda
938 delle connessioni incomplete, e poi risponde con il SYN$+$ACK. La voce resterà
939 nella coda delle connessioni incomplete fino al ricevimento dell'ACK dal
940 client o fino ad un timeout. Nel caso di completamento del
941 \itindex{three~way~handshake} \textit{three way handshake} la voce viene
942 spostata nella coda delle connessioni complete.  Quando il processo chiama la
943 funzione \func{accept} (vedi sez.~\ref{sec:TCP_func_accept}) la prima voce
944 nella coda delle connessioni complete è passata al programma, o, se la coda è
945 vuota, il processo viene posto in attesa e risvegliato all'arrivo della prima
946 connessione completa.
947
948 \begin{figure}[!htb]
949   \centering \includegraphics[width=11cm]{img/tcp_listen_backlog}  
950   \caption{Schema di funzionamento delle code delle connessioni complete ed
951     incomplete.}
952   \label{fig:TCP_listen_backlog}
953 \end{figure}
954
955 Storicamente il valore dell'argomento \param{backlog} era corrispondente al
956 massimo valore della somma del numero di voci possibili per ciascuna delle due
957 code. Stevens in \cite{UNP1} riporta che BSD ha sempre applicato un fattore di
958 1.5 a detto valore, e fornisce una tabella con i risultati ottenuti con vari
959 kernel, compreso Linux 2.0, che mostrano le differenze fra diverse
960 implementazioni.
961
962 In Linux il significato di questo valore è cambiato a partire dal kernel 2.2
963 per prevenire l'attacco chiamato \index{SYN~flood} \textit{SYN flood}. Questo
964 si basa sull'emissione da parte dell'attaccante di un grande numero di
965 pacchetti SYN indirizzati verso una porta, forgiati con indirizzo IP
966 fasullo\footnote{con la tecnica che viene detta \textit{ip spoofing}.} così
967 che i SYN$+$ACK vanno perduti e la coda delle connessioni incomplete viene
968 saturata, impedendo di fatto ulteriori connessioni.
969
970 Per ovviare a questo il significato del \param{backlog} è stato cambiato a
971 indicare la lunghezza della coda delle connessioni complete. La lunghezza
972 della coda delle connessioni incomplete può essere ancora controllata usando
973 la funzione \func{sysctl} con il parametro \const{NET\_TCP\_MAX\_SYN\_BACKLOG}
974 o scrivendola direttamente in
975 \sysctlfile{net/ipv4/tcp\_max\_syn\_backlog}.  Quando si attiva la
976 protezione dei syncookies però (con l'opzione da compilare nel kernel e da
977 attivare usando \sysctlfile{net/ipv4/tcp\_syncookies}) questo valore
978 viene ignorato e non esiste più un valore massimo.  In ogni caso in Linux il
979 valore di \param{backlog} viene troncato ad un massimo di \const{SOMAXCONN} se
980 è superiore a detta costante (che di default vale 128).\footnote{il valore di
981   questa costante può essere controllato con un altro parametro di
982   \func{sysctl}, vedi sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}.}
983
984 La scelta storica per il valore di questo parametro era di 5, e alcuni vecchi
985 kernel non supportavano neanche valori superiori, ma la situazione corrente è
986 molto cambiata per via della presenza di server web che devono gestire un gran
987 numero di connessioni per cui un tale valore non è più adeguato. Non esiste
988 comunque una risposta univoca per la scelta del valore, per questo non
989 conviene specificarlo con una costante (il cui cambiamento richiederebbe la
990 ricompilazione del server) ma usare piuttosto una variabile di ambiente (vedi
991 sez.~\ref{sec:proc_environ}).
992
993 Stevens tratta accuratamente questo argomento in \cite{UNP1}, con esempi presi
994 da casi reali su web server, ed in particolare evidenzia come non sia più vero
995 che il compito principale della coda sia quello di gestire il caso in cui il
996 server è occupato fra chiamate successive alla \func{accept} (per cui la coda
997 più occupata sarebbe quella delle connessioni completate), ma piuttosto quello
998 di gestire la presenza di un gran numero di SYN in attesa di concludere il
999 \itindex{three~way~handshake} \textit{three way handshake}.
1000
1001 Infine va messo in evidenza che, nel caso di socket TCP, quando un SYN arriva
1002 con tutte le code piene, il pacchetto deve essere ignorato. Questo perché la
1003 condizione in cui le code sono piene è ovviamente transitoria, per cui se il
1004 client ritrasmette il SYN è probabile che passato un po' di tempo possa
1005 trovare nella coda lo spazio per una nuova connessione. Se invece si
1006 rispondesse con un RST, per indicare l'impossibilità di effettuare la
1007 connessione, la chiamata a \func{connect} nel client ritornerebbe con una
1008 condizione di errore, costringendo a inserire nell'applicazione la gestione
1009 dei tentativi di riconnessione, che invece può essere effettuata in maniera
1010 trasparente dal protocollo TCP.
1011
1012
1013 \subsection{La funzione \func{accept}}
1014 \label{sec:TCP_func_accept}
1015
1016 La funzione \funcd{accept} è chiamata da un server per gestire la connessione
1017 una volta che sia stato completato il \itindex{three~way~handshake}
1018 \textit{three way handshake},\footnote{la funzione è comunque generica ed è
1019   utilizzabile su socket di tipo \const{SOCK\_STREAM}, \const{SOCK\_SEQPACKET}
1020   e \const{SOCK\_RDM}.} la funzione restituisce un nuovo socket descriptor su
1021 cui si potrà operare per effettuare la comunicazione. Se non ci sono
1022 connessioni completate il processo viene messo in attesa. Il prototipo della
1023 funzione è il seguente:
1024 \begin{prototype}{sys/socket.h}
1025 {int accept(int sockfd, struct sockaddr *addr, socklen\_t *addrlen)} 
1026  
1027   Accetta una connessione sul socket specificato.
1028   
1029   \bodydesc{La funzione restituisce un numero di socket descriptor positivo in
1030     caso di successo e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} viene
1031     impostata ai seguenti valori:
1032
1033   \begin{errlist}
1034   \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{sockfd} non è un file descriptor
1035     valido.
1036   \item[\errcode{ENOTSOCK}] l'argomento \param{sockfd} non è un socket.
1037   \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il socket è di un tipo che non supporta questa
1038     operazione.
1039   \item[\errcode{EAGAIN} o \errcode{EWOULDBLOCK}] il socket è stato impostato
1040     come non bloccante (vedi sez.~\ref{sec:file_noblocking}), e non ci sono
1041     connessioni in attesa di essere accettate.
1042   \item[\errcode{EPERM}] le regole del firewall non consentono la connessione.
1043   \item[\errcode{ENOBUFS}, \errcode{ENOMEM}] questo spesso significa che
1044     l'allocazione della memoria è limitata dai limiti sui buffer dei socket,
1045     non dalla memoria di sistema.
1046   \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1047   \end{errlist}
1048   Inoltre possono essere restituiti gli errori di rete relativi al nuovo
1049   socket, diversi a secondo del protocollo, come: \errval{EMFILE},
1050   \errval{EINVAL}, \errval{ENOSR}, \errval{ENOBUFS}, \errval{EFAULT},
1051   \errval{EPERM}, \errval{ECONNABORTED}, \errval{ESOCKTNOSUPPORT},
1052   \errval{EPROTONOSUPPORT}, \errval{ETIMEDOUT}, \errval{ERESTARTSYS}.}
1053 \end{prototype}
1054
1055 La funzione estrae la prima connessione relativa al socket \param{sockfd} in
1056 attesa sulla coda delle connessioni complete, che associa ad nuovo socket con
1057 le stesse caratteristiche di \param{sockfd}.  Il socket originale non viene
1058 toccato e resta nello stato di \texttt{LISTEN}, mentre il nuovo socket viene
1059 posto nello stato \texttt{ESTABLISHED}. Nella struttura \param{addr} e nella
1060 variabile \param{addrlen} vengono restituiti indirizzo e relativa lunghezza
1061 del client che si è connesso.
1062
1063 I due argomenti \param{addr} e \param{addrlen} (si noti che quest'ultimo è
1064 passato per indirizzo per avere indietro il valore) sono usati per ottenere
1065 l'indirizzo del client da cui proviene la connessione. Prima della chiamata
1066 \param{addrlen} deve essere inizializzato alle dimensioni della struttura il
1067 cui indirizzo è passato come argomento in \param{addr}; al ritorno della
1068 funzione \param{addrlen} conterrà il numero di byte scritti dentro
1069 \param{addr}. Se questa informazione non interessa basterà inizializzare a
1070 \val{NULL} detti puntatori.
1071
1072 Se la funzione ha successo restituisce il descrittore di un nuovo socket
1073 creato dal kernel (detto \textit{connected socket}) a cui viene associata la
1074 prima connessione completa (estratta dalla relativa coda, vedi
1075 sez.~\ref{sec:TCP_func_listen}) che il client ha effettuato verso il socket
1076 \param{sockfd}. Quest'ultimo (detto \textit{listening socket}) è quello creato
1077 all'inizio e messo in ascolto con \func{listen}, e non viene toccato dalla
1078 funzione.  Se non ci sono connessioni pendenti da accettare la funzione mette
1079 in attesa il processo\footnote{a meno che non si sia impostato il socket per
1080   essere non bloccante (vedi sez.~\ref{sec:file_noblocking}), nel qual caso
1081   ritorna con l'errore \errcode{EAGAIN}.  Torneremo su questa modalità di
1082   operazione in sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.}  fintanto che non ne
1083 arriva una.
1084
1085 La funzione può essere usata solo con socket che supportino la connessione
1086 (cioè di tipo \const{SOCK\_STREAM}, \const{SOCK\_SEQPACKET} o
1087 \const{SOCK\_RDM}). Per alcuni protocolli che richiedono una conferma
1088 esplicita della connessione,\footnote{attualmente in Linux solo DECnet ha
1089   questo comportamento.} la funzione opera solo l'estrazione dalla coda delle
1090 connessioni, la conferma della connessione viene eseguita implicitamente dalla
1091 prima chiamata ad una \func{read} o una \func{write}, mentre il rifiuto della
1092 connessione viene eseguito con la funzione \func{close}.
1093
1094 È da chiarire che Linux presenta un comportamento diverso nella gestione degli
1095 errori rispetto ad altre implementazioni dei socket BSD, infatti la funzione
1096 \func{accept} passa gli errori di rete pendenti sul nuovo socket come codici
1097 di errore per \func{accept}, per cui l'applicazione deve tenerne conto ed
1098 eventualmente ripetere la chiamata alla funzione come per l'errore di
1099 \errcode{EAGAIN} (torneremo su questo in sez.~\ref{sec:TCP_echo_critical}).
1100 Un'altra differenza con BSD è che la funzione non fa ereditare al nuovo socket
1101 i flag del socket originale, come \const{O\_NONBLOCK},\footnote{ed in generale
1102   tutti quelli che si possono impostare con \func{fcntl}, vedi
1103   sez.~\ref{sec:file_fcntl}.} che devono essere rispecificati ogni volta. Tutto
1104 questo deve essere tenuto in conto se si devono scrivere programmi portabili.
1105
1106 Il meccanismo di funzionamento di \func{accept} è essenziale per capire il
1107 funzionamento di un server: in generale infatti c'è sempre un solo socket in
1108 ascolto, detto per questo \textit{listening socket}, che resta per tutto il
1109 tempo nello stato \texttt{LISTEN}, mentre le connessioni vengono gestite dai
1110 nuovi socket, detti \textit{connected socket}, ritornati da \func{accept}, che
1111 si trovano automaticamente nello stato \texttt{ESTABLISHED}, e vengono
1112 utilizzati per lo scambio dei dati, che avviene su di essi, fino alla chiusura
1113 della connessione.  Si può riconoscere questo schema anche nell'esempio
1114 elementare di fig.~\ref{fig:TCP_daytime_iter_server_code}, dove per ogni
1115 connessione il socket creato da \func{accept} viene chiuso dopo l'invio dei
1116 dati.
1117
1118
1119 \subsection{Le funzioni \func{getsockname} e \func{getpeername}}
1120 \label{sec:TCP_get_names}
1121
1122 Oltre a tutte quelle viste finora, dedicate all'utilizzo dei socket, esistono
1123 alcune funzioni ausiliarie che possono essere usate per recuperare alcune
1124 informazioni relative ai socket ed alle connessioni ad essi associate. Le due
1125 funzioni più elementari sono queste, che vengono usate per ottenere i dati
1126 relativi alla socket pair associata ad un certo socket.
1127
1128 La prima funzione è \funcd{getsockname} e serve ad ottenere l'indirizzo locale
1129 associato ad un socket; il suo prototipo è:
1130 \begin{prototype}{sys/socket.h}
1131   {int getsockname(int sockfd, struct sockaddr *name, socklen\_t *namelen)}
1132   Legge l'indirizzo locale di un socket.
1133
1134 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1135   errore. I codici di errore restituiti in \var{errno} sono i seguenti:
1136   \begin{errlist}
1137   \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{sockfd} non è un file descriptor
1138     valido.
1139   \item[\errcode{ENOTSOCK}] l'argomento \param{sockfd} non è un socket.
1140   \item[\errcode{ENOBUFS}] non ci sono risorse sufficienti nel sistema per
1141     eseguire l'operazione.
1142   \item[\errcode{EFAULT}] l'indirizzo \param{name} non è valido.
1143   \end{errlist}}
1144 \end{prototype}
1145
1146 La funzione restituisce la struttura degli indirizzi del socket \param{sockfd}
1147 nella struttura indicata dal puntatore \param{name} la cui lunghezza è
1148 specificata tramite l'argomento \param{namlen}. Quest'ultimo viene passato
1149 come indirizzo per avere indietro anche il numero di byte effettivamente
1150 scritti nella struttura puntata da \param{name}. Si tenga presente che se si è
1151 utilizzato un buffer troppo piccolo per \param{name} l'indirizzo risulterà
1152 troncato.
1153
1154 La funzione si usa tutte le volte che si vuole avere l'indirizzo locale di un
1155 socket; ad esempio può essere usata da un client (che usualmente non chiama
1156 \func{bind}) per ottenere numero IP e porta locale associati al socket
1157 restituito da una \func{connect}, o da un server che ha chiamato \func{bind}
1158 su un socket usando 0 come porta locale per ottenere il numero di porta
1159 effimera assegnato dal kernel.
1160
1161 Inoltre quando un server esegue una \func{bind} su un indirizzo generico, se
1162 chiamata dopo il completamento di una connessione sul socket restituito da
1163 \func{accept}, restituisce l'indirizzo locale che il kernel ha assegnato a
1164 quella connessione.
1165
1166 Tutte le volte che si vuole avere l'indirizzo remoto di un socket si usa la
1167 funzione \funcd{getpeername}, il cui prototipo è:
1168 \begin{prototype}{sys/socket.h}
1169   {int getpeername(int sockfd, struct sockaddr * name, socklen\_t * namelen)}
1170   Legge l'indirizzo remoto di un socket.
1171   
1172   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1173     errore. I codici di errore restituiti in \var{errno} sono i seguenti:
1174   \begin{errlist}
1175   \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{sockfd} non è un file descriptor
1176     valido.
1177   \item[\errcode{ENOTSOCK}] l'argomento \param{sockfd} non è un socket.
1178   \item[\errcode{ENOTCONN}] il socket non è connesso.
1179   \item[\errcode{ENOBUFS}] non ci sono risorse sufficienti nel sistema per
1180     eseguire l'operazione.
1181   \item[\errcode{EFAULT}] l'argomento \param{name} punta al di fuori dello
1182     spazio di indirizzi del processo.
1183   \end{errlist}}
1184 \end{prototype}
1185
1186 La funzione è identica a \func{getsockname}, ed usa la stessa sintassi, ma
1187 restituisce l'indirizzo remoto del socket, cioè quello associato all'altro
1188 capo della connessione.  Ci si può chiedere a cosa serva questa funzione dato
1189 che dal lato client l'indirizzo remoto è sempre noto quando si esegue la
1190 \func{connect} mentre dal lato server si possono usare, come vedremo in
1191 fig.~\ref{fig:TCP_daytime_cunc_server_code}, i valori di ritorno di
1192 \func{accept}.
1193
1194 Il fatto è che in generale quest'ultimo caso non è sempre possibile.  In
1195 particolare questo avviene quando il server, invece di gestire la connessione
1196 direttamente in un processo figlio, come vedremo nell'esempio di server
1197 concorrente di sez.~\ref{sec:TCP_daytime_cunc_server}, lancia per ciascuna
1198 connessione un altro programma, usando \func{exec}.\footnote{questa ad esempio
1199   è la modalità con cui opera il \textsl{super-server} \cmd{inetd}, che può
1200   gestire tutta una serie di servizi diversi, eseguendo su ogni connessione
1201   ricevuta sulle porte tenute sotto controllo, il relativo server.}
1202
1203 In questo caso benché il processo figlio abbia una immagine della memoria che
1204 è copia di quella del processo padre (e contiene quindi anche la struttura
1205 ritornata da \func{accept}), all'esecuzione di \func{exec} verrà caricata in
1206 memoria l'immagine del programma eseguito, che a questo punto perde ogni
1207 riferimento ai valori tornati da \func{accept}.  Il socket descriptor però
1208 resta aperto, e se si è seguita una opportuna convenzione per rendere noto al
1209 programma eseguito qual è il socket connesso, \footnote{ad esempio il solito
1210   \cmd{inetd} fa sempre in modo che i file descriptor 0, 1 e 2 corrispondano
1211   al socket connesso.} quest'ultimo potrà usare la funzione \func{getpeername}
1212 per determinare l'indirizzo remoto del client.
1213
1214 Infine è da chiarire (si legga la pagina di manuale) che, come per
1215 \func{accept}, il terzo argomento, che è specificato dallo standard POSIX.1g
1216 come di tipo \code{socklen\_t *} in realtà deve sempre corrispondere ad un
1217 \ctyp{int *} come prima dello standard perché tutte le implementazioni dei
1218 socket BSD fanno questa assunzione.
1219
1220
1221 \subsection{La funzione \func{close}}
1222 \label{sec:TCP_func_close}
1223
1224 La funzione standard Unix \func{close} (vedi sez.~\ref{sec:file_close}) che si
1225 usa sui file può essere usata con lo stesso effetto anche sui file descriptor
1226 associati ad un socket.
1227
1228 L'azione di questa funzione quando applicata a socket è di marcarlo come
1229 chiuso e ritornare immediatamente al processo. Una volta chiamata il socket
1230 descriptor non è più utilizzabile dal processo e non può essere usato come
1231 argomento per una \func{write} o una \func{read} (anche se l'altro capo della
1232 connessione non avesse chiuso la sua parte).  Il kernel invierà comunque tutti
1233 i dati che ha in coda prima di iniziare la sequenza di chiusura.
1234
1235 Vedremo più avanti in sez.~\ref{sec:sock_generic_options} come sia possibile
1236 cambiare questo comportamento, e cosa può essere fatto perché il processo
1237 possa assicurarsi che l'altro capo abbia ricevuto tutti i dati.
1238
1239 Come per tutti i file descriptor anche per i socket viene mantenuto un numero
1240 di riferimenti, per cui se più di un processo ha lo stesso socket aperto
1241 l'emissione del FIN e la sequenza di chiusura di TCP non viene innescata
1242 fintanto che il numero di riferimenti non si annulla, questo si applica, come
1243 visto in sez.~\ref{sec:file_sharing}, sia ai file descriptor duplicati che a
1244 quelli ereditati dagli eventuali processi figli, ed è il comportamento che ci
1245 si aspetta in una qualunque applicazione client/server.
1246
1247 Per attivare immediatamente l'emissione del FIN e la sequenza di chiusura
1248 descritta in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}, si può invece usare la funzione
1249 \func{shutdown} su cui torneremo in seguito (vedi
1250 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).
1251
1252
1253
1254 \section{Un esempio elementare: il servizio \textit{daytime}}
1255 \label{sec:TCP_daytime_application}
1256
1257 Avendo introdotto le funzioni di base per la gestione dei socket, potremo
1258 vedere in questa sezione un primo esempio di applicazione elementare che
1259 implementa il servizio \textit{daytime} su TCP, secondo quanto specificato
1260 dall'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc867.txt}{RFC~867}.  Prima di passare
1261 agli esempi del client e del server, inizieremo riesaminando con maggiori
1262 dettagli una peculiarità delle funzioni di I/O, già accennata in
1263 sez.~\ref{sec:file_read} e sez.~\ref{sec:file_write}, che nel caso dei socket è
1264 particolarmente rilevante.  Passeremo poi ad illustrare gli esempi
1265 dell'implementazione, sia dal lato client, che dal lato server, che si è
1266 realizzato sia in forma iterativa che concorrente.
1267
1268
1269 \subsection{Il comportamento delle funzioni di I/O}
1270 \label{sec:sock_io_behav}
1271
1272 Una cosa che si tende a dimenticare quando si ha a che fare con i socket è che
1273 le funzioni di input/output non sempre hanno lo stesso comportamento che
1274 avrebbero con i normali file di dati (in particolare questo accade per i
1275 socket di tipo stream).
1276
1277 Infatti con i socket è comune che funzioni come \func{read} o \func{write}
1278 possano restituire in input o scrivere in output un numero di byte minore di
1279 quello richiesto. Come già accennato in sez.~\ref{sec:file_read} questo è un
1280 comportamento normale per le funzioni di I/O, ma con i normali file di dati il
1281 problema si avverte solo in lettura, quando si incontra la fine del file. In
1282 generale non è così, e con i socket questo è particolarmente evidente.
1283
1284
1285 \begin{figure}[!htbp]
1286   \footnotesize \centering
1287   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1288     \includecodesample{listati/FullRead.c}
1289   \end{minipage} 
1290   \normalsize
1291   \caption{La funzione \func{FullRead}, che legge esattamente \var{count} byte
1292     da un file descriptor, iterando opportunamente le letture.}
1293   \label{fig:sock_FullRead_code}
1294 \end{figure}
1295
1296 Quando ci si trova ad affrontare questo comportamento tutto quello che si deve
1297 fare è semplicemente ripetere la lettura (o la scrittura) per la quantità di
1298 byte restanti, tenendo conto che le funzioni si possono bloccare se i dati non
1299 sono disponibili: è lo stesso comportamento che si può avere scrivendo più di
1300 \const{PIPE\_BUF} byte in una pipe (si riveda quanto detto in
1301 sez.~\ref{sec:ipc_pipes}).
1302
1303 Per questo motivo, seguendo l'esempio di R. W. Stevens in \cite{UNP1}, si sono
1304 definite due funzioni, \func{FullRead} e \func{FullWrite}, che eseguono
1305 lettura e scrittura tenendo conto di questa caratteristica, ed in grado di
1306 ritornare solo dopo avere letto o scritto esattamente il numero di byte
1307 specificato; il sorgente è riportato rispettivamente in
1308 fig.~\ref{fig:sock_FullRead_code} e fig.~\ref{fig:sock_FullWrite_code} ed è
1309 disponibile fra i sorgenti allegati alla guida nei file \file{FullRead.c} e
1310 \file{FullWrite.c}.
1311
1312 \begin{figure}[!htbp]
1313   \centering
1314   \footnotesize \centering
1315   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1316     \includecodesample{listati/FullWrite.c}
1317   \end{minipage} 
1318   \normalsize
1319   \caption{La funzione \func{FullWrite}, che scrive esattamente \var{count}
1320     byte su un file descriptor, iterando opportunamente le scritture.}
1321   \label{fig:sock_FullWrite_code}
1322 \end{figure}
1323
1324 Come si può notare le due funzioni ripetono la lettura/scrittura in un ciclo
1325 fino all'esaurimento del numero di byte richiesti, in caso di errore viene
1326 controllato se questo è \errcode{EINTR} (cioè un'interruzione della system
1327 call dovuta ad un segnale), nel qual caso l'accesso viene ripetuto, altrimenti
1328 l'errore viene ritornato al programma chiamante, interrompendo il ciclo.
1329
1330 Nel caso della lettura, se il numero di byte letti è zero, significa che si è
1331 arrivati alla fine del file (per i socket questo significa in genere che
1332 l'altro capo è stato chiuso, e quindi non sarà più possibile leggere niente) e
1333 pertanto si ritorna senza aver concluso la lettura di tutti i byte
1334 richiesti. Entrambe le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, ed un
1335 valore negativo in caso di errore, \func{FullRead} restituisce il numero di
1336 byte non letti in caso di end-of-file prematuro.
1337
1338
1339 \subsection{Il client \textit{daytime}}
1340 \label{sec:TCP_daytime_client}
1341
1342 Il primo esempio di applicazione delle funzioni di base illustrate in
1343 sez.~\ref{sec:TCP_functions} è relativo alla creazione di un client elementare
1344 per il servizio \textit{daytime}, un servizio elementare, definito
1345 nell'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc867.txt}{RFC~867}, che restituisce
1346 l'ora locale della macchina a cui si effettua la richiesta, e che è assegnato
1347 alla porta 13.
1348
1349 In fig.~\ref{fig:TCP_daytime_client_code} è riportata la sezione principale
1350 del codice del nostro client. Il sorgente completo del programma
1351 (\texttt{TCP\_daytime.c}, che comprende il trattamento delle opzioni ed una
1352 funzione per stampare un messaggio di aiuto) è allegato alla guida nella
1353 sezione dei codici sorgente e può essere compilato su una qualunque macchina
1354 GNU/Linux.
1355
1356 \begin{figure}[!htbp]
1357   \footnotesize \centering
1358   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1359     \includecodesample{listati/TCP_daytime.c}
1360   \end{minipage} 
1361   \normalsize
1362   \caption{Esempio di codice di un client elementare per il servizio
1363     \textit{daytime}.} 
1364   \label{fig:TCP_daytime_client_code}
1365 \end{figure}
1366
1367 Il programma anzitutto (\texttt{\small 1--5}) include gli header necessari;
1368 dopo la dichiarazione delle variabili (\texttt{\small 9--12}) si è omessa
1369 tutta la parte relativa al trattamento degli argomenti passati dalla linea di
1370 comando (effettuata con le apposite funzioni illustrate in
1371 sez.~\ref{sec:proc_opt_handling}).
1372
1373 Il primo passo (\texttt{\small 14--18}) è creare un socket TCP (quindi di tipo
1374 \const{SOCK\_STREAM} e di famiglia \const{AF\_INET}). La funzione
1375 \func{socket} ritorna il descrittore che viene usato per identificare il
1376 socket in tutte le chiamate successive. Nel caso la chiamata fallisca si
1377 stampa un errore (\texttt{\small 16}) con la funzione \func{perror} e si esce
1378 (\texttt{\small 17}) con un codice di errore.
1379
1380 Il passo seguente (\texttt{\small 19--27}) è quello di costruire un'apposita
1381 struttura \struct{sockaddr\_in} in cui sarà inserito l'indirizzo del server ed
1382 il numero della porta del servizio. Il primo passo (\texttt{\small 20}) è
1383 inizializzare tutto a zero, per poi inserire il tipo di indirizzo
1384 (\texttt{\small 21}) e la porta (\texttt{\small 22}), usando per quest'ultima
1385 la funzione \func{htons} per convertire il formato dell'intero usato dal
1386 computer a quello usato nella rete, infine \texttt{\small 23--27} si può
1387 utilizzare la funzione \func{inet\_pton} per convertire l'indirizzo numerico
1388 passato dalla linea di comando.
1389
1390 A questo punto (\texttt{\small 28--32}) usando la funzione \func{connect} sul
1391 socket creato in precedenza (\texttt{\small 29}) si può stabilire la
1392 connessione con il server. Per questo si deve utilizzare come secondo
1393 argomento la struttura preparata in precedenza con il relativo indirizzo; si
1394 noti come, esistendo diversi tipi di socket, si sia dovuto effettuare un cast.
1395 Un valore di ritorno della funzione negativo implica il fallimento della
1396 connessione, nel qual caso si stampa un errore (\texttt{\small 30}) e si
1397 ritorna (\texttt{\small 31}).
1398
1399 Completata con successo la connessione il passo successivo (\texttt{\small
1400   34--40}) è leggere la data dal socket; il protocollo prevede che il server
1401 invii sempre una stringa alfanumerica, il formato della stringa non è
1402 specificato dallo standard, per cui noi useremo il formato usato dalla
1403 funzione \func{ctime}, seguito dai caratteri di terminazione \verb|\r\n|, cioè
1404 qualcosa del tipo:
1405 \begin{verbatim}
1406 Wed Apr 4 00:53:00 2001\r\n
1407 \end{verbatim}
1408 questa viene letta dal socket (\texttt{\small 34}) con la funzione \func{read}
1409 in un buffer temporaneo; la stringa poi deve essere terminata (\texttt{\small
1410   35}) con il solito carattere nullo per poter essere stampata (\texttt{\small
1411   36}) sullo standard output con l'uso di \func{fputs}.
1412
1413 Come si è già spiegato in sez.~\ref{sec:sock_io_behav} la risposta dal socket
1414 potrà arrivare in un unico pacchetto di 26 byte (come avverrà senz'altro nel
1415 caso in questione) ma potrebbe anche arrivare in 26 pacchetti di un byte.  Per
1416 questo nel caso generale non si può mai assumere che tutti i dati arrivino con
1417 una singola lettura, pertanto quest'ultima deve essere effettuata in un ciclo
1418 in cui si continui a leggere fintanto che la funzione \func{read} non ritorni
1419 uno zero (che significa che l'altro capo ha chiuso la connessione) o un numero
1420 minore di zero (che significa un errore nella connessione).
1421
1422 Si noti come in questo caso la fine dei dati sia specificata dal server che
1423 chiude la connessione (anche questo è quanto richiesto dal protocollo); questa
1424 è una delle tecniche possibili (è quella usata pure dal protocollo HTTP), ma
1425 ce ne possono essere altre, ad esempio FTP marca la conclusione di un blocco
1426 di dati con la sequenza ASCII \verb|\r\n| (carriage return e line feed),
1427 mentre il DNS mette la lunghezza in testa ad ogni blocco che trasmette. Il
1428 punto essenziale è che TCP non provvede nessuna indicazione che permetta di
1429 marcare dei blocchi di dati, per cui se questo è necessario deve provvedere il
1430 programma stesso.
1431
1432 Se abilitiamo il servizio \textit{daytime}\footnote{in genere questo viene
1433   fornito direttamente dal \textsl{superdemone} \cmd{inetd}, pertanto basta
1434   assicurarsi che esso sia abilitato nel relativo file di configurazione.}
1435 possiamo verificare il funzionamento del nostro client, avremo allora:
1436 \begin{verbatim}
1437 [piccardi@gont sources]$ ./daytime 127.0.0.1
1438 Mon Apr 21 20:46:11 2003
1439 \end{verbatim}%$
1440 e come si vede tutto funziona regolarmente.
1441
1442
1443 \subsection{Un server \textit{daytime} iterativo}
1444 \label{sec:TCP_daytime_iter_server}
1445
1446 Dopo aver illustrato il client daremo anche un esempio di un server
1447 elementare, che sia anche in grado di rispondere al precedente client. Come
1448 primo esempio realizzeremo un server iterativo, in grado di fornire una sola
1449 risposta alla volta. Il codice del programma è nuovamente mostrato in
1450 fig.~\ref{fig:TCP_daytime_iter_server_code}, il sorgente completo
1451 (\texttt{TCP\_iter\_daytimed.c}) è allegato insieme agli altri file degli
1452 esempi.
1453
1454 \begin{figure}[!htbp]
1455   \footnotesize \centering
1456   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1457     \includecodesample{listati/TCP_iter_daytimed.c}
1458   \end{minipage} 
1459   \normalsize
1460   \caption{Esempio di codice di un semplice server per il servizio daytime.}
1461   \label{fig:TCP_daytime_iter_server_code}
1462 \end{figure}
1463
1464 Come per il client si includono (\texttt{\small 1--9}) gli header necessari a
1465 cui è aggiunto quello per trattare i tempi, e si definiscono (\texttt{\small
1466   14--18}) alcune costanti e le variabili necessarie in seguito. Come nel caso
1467 precedente si sono omesse le parti relative al trattamento delle opzioni da
1468 riga di comando.
1469
1470 La creazione del socket (\texttt{\small 20--24}) è analoga al caso precedente,
1471 come pure l'inizializzazione (\texttt{\small 25--29}) della struttura
1472 \struct{sockaddr\_in}.  Anche in questo caso (\texttt{\small 28}) si usa la
1473 porta standard del servizio daytime, ma come indirizzo IP si usa
1474 (\texttt{\small 27}) il valore predefinito \const{INET\_ANY}, che corrisponde
1475 all'indirizzo generico.
1476
1477 Si effettua poi (\texttt{\small 30--34}) la chiamata alla funzione \func{bind}
1478 che permette di associare la precedente struttura al socket, in modo che
1479 quest'ultimo possa essere usato per accettare connessioni su una qualunque
1480 delle interfacce di rete locali. In caso di errore si stampa (\texttt{\small
1481   31}) un messaggio, e si termina (\texttt{\small 32}) immediatamente il
1482 programma.
1483
1484 Il passo successivo (\texttt{\small 35--39}) è quello di mettere ``\textsl{in
1485   ascolto}'' il socket; questo viene fatto (\texttt{\small 36}) con la
1486 funzione \func{listen} che dice al kernel di accettare connessioni per il
1487 socket che abbiamo creato; la funzione indica inoltre, con il secondo
1488 argomento, il numero massimo di connessioni che il kernel accetterà di mettere
1489 in coda per il suddetto socket. Di nuovo in caso di errore si stampa
1490 (\texttt{\small 37}) un messaggio, e si esce (\texttt{\small 38})
1491 immediatamente.
1492
1493 La chiamata a \func{listen} completa la preparazione del socket per l'ascolto
1494 (che viene chiamato anche \textit{listening descriptor}) a questo punto si può
1495 procedere con il ciclo principale (\texttt{\small 40--53}) che viene eseguito
1496 indefinitamente. Il primo passo (\texttt{\small 42}) è porsi in attesa di
1497 connessioni con la chiamata alla funzione \func{accept}, come in precedenza in
1498 caso di errore si stampa (\texttt{\small 43}) un messaggio, e si esce
1499 (\texttt{\small 44}).
1500
1501 Il processo resterà in stato di \textit{sleep} fin quando non arriva e viene
1502 accettata una connessione da un client; quando questo avviene \func{accept}
1503 ritorna, restituendo un secondo descrittore, che viene chiamato
1504 \textit{connected descriptor}, e che è quello che verrà usato dalla successiva
1505 chiamata alla \func{write} per scrivere la risposta al client.
1506
1507 Il ciclo quindi proseguirà determinando (\texttt{\small 46}) il tempo corrente
1508 con una chiamata a \texttt{time}, con il quale si potrà opportunamente
1509 costruire (\texttt{\small 47}) la stringa con la data da trasmettere
1510 (\texttt{\small 48}) con la chiamata a \func{write}. Completata la
1511 trasmissione il nuovo socket viene chiuso (\texttt{\small 52}).  A questo
1512 punto il ciclo si chiude ricominciando da capo in modo da poter ripetere
1513 l'invio della data in risposta ad una successiva connessione.
1514
1515 È importante notare che questo server è estremamente elementare, infatti, a
1516 parte il fatto di poter essere usato solo con indirizzi IPv4, esso è in grado
1517 di rispondere ad un solo un client alla volta: è cioè, come dicevamo, un
1518 \textsl{server iterativo}. Inoltre è scritto per essere lanciato da linea di
1519 comando, se lo si volesse utilizzare come demone occorrerebbero le opportune
1520 modifiche\footnote{come una chiamata a \func{daemon} prima dell'inizio del
1521   ciclo principale.} per tener conto di quanto illustrato in
1522 sez.~\ref{sec:sess_daemon}. Si noti anche che non si è inserita nessuna forma
1523 di gestione della terminazione del processo, dato che tutti i file descriptor
1524 vengono chiusi automaticamente alla sua uscita, e che, non generando figli,
1525 non è necessario preoccuparsi di gestire la loro terminazione.
1526
1527
1528 \subsection{Un server \textit{daytime} concorrente}
1529 \label{sec:TCP_daytime_cunc_server}
1530
1531 Il server \texttt{daytime} dell'esempio in
1532 sez.~\ref{sec:TCP_daytime_iter_server} è un tipico esempio di server iterativo,
1533 in cui viene servita una richiesta alla volta; in generale però, specie se il
1534 servizio è più complesso e comporta uno scambio di dati più sostanzioso di
1535 quello in questione, non è opportuno bloccare un server nel servizio di un
1536 client per volta; per questo si ricorre alle capacità di multitasking del
1537 sistema.
1538
1539 Come spiegato in sez.~\ref{sec:proc_fork} una delle modalità più comuni di
1540 funzionamento da parte dei server è quella di usare la funzione \func{fork}
1541 per creare, ad ogni richiesta da parte di un client, un processo figlio che si
1542 incarichi della gestione della comunicazione.  Si è allora riscritto il server
1543 \textit{daytime} dell'esempio precedente in forma concorrente, inserendo anche
1544 una opzione per la stampa degli indirizzi delle connessioni ricevute.
1545
1546 In fig.~\ref{fig:TCP_daytime_cunc_server_code} è mostrato un estratto del
1547 codice, in cui si sono tralasciati il trattamento delle opzioni e le parti
1548 rimaste invariate rispetto al precedente esempio (cioè tutta la parte
1549 riguardante l'apertura passiva del socket). Al solito il sorgente completo del
1550 server, nel file \texttt{TCP\_cunc\_daytimed.c}, è allegato insieme ai
1551 sorgenti degli altri esempi.
1552
1553 \begin{figure}[!htbp]
1554   \footnotesize \centering
1555   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1556     \includecodesample{listati/TCP_cunc_daytimed.c}
1557   \end{minipage} 
1558   \normalsize
1559   \caption{Esempio di codice di un server concorrente elementare per il 
1560     servizio daytime.}
1561   \label{fig:TCP_daytime_cunc_server_code}
1562 \end{figure}
1563
1564 Stavolta (\texttt{\small 21--26}) la funzione \func{accept} è chiamata
1565 fornendo una struttura di indirizzi in cui saranno ritornati l'indirizzo IP e
1566 la porta da cui il client effettua la connessione, che in un secondo tempo,
1567 (\texttt{\small 40--44}), se il logging è abilitato, stamperemo sullo standard
1568 output.
1569
1570 Quando \func{accept} ritorna il server chiama la funzione \func{fork}
1571 (\texttt{\small 27--31}) per creare il processo figlio che effettuerà
1572 (\texttt{\small 32--46}) tutte le operazioni relative a quella connessione,
1573 mentre il padre proseguirà l'esecuzione del ciclo principale in attesa di
1574 ulteriori connessioni.
1575
1576 Si noti come il figlio operi solo sul socket connesso, chiudendo
1577 immediatamente (\texttt{\small 33}) il socket \var{list\_fd}; mentre il padre
1578 continua ad operare solo sul socket in ascolto chiudendo (\texttt{\small 48})
1579 \var{conn\_fd} al ritorno dalla \func{fork}. Per quanto abbiamo detto in
1580 sez.~\ref{sec:TCP_func_close} nessuna delle due chiamate a \func{close} causa
1581 l'innesco della sequenza di chiusura perché il numero di riferimenti al file
1582 descriptor non si è annullato.
1583
1584 Infatti subito dopo la creazione del socket \var{list\_fd} ha una referenza, e
1585 lo stesso vale per \var{conn\_fd} dopo il ritorno di \func{accept}, ma dopo la
1586 \func{fork} i descrittori vengono duplicati nel padre e nel figlio per cui
1587 entrambi i socket si trovano con due referenze. Questo fa si che quando il
1588 padre chiude \var{sock\_fd} esso resta con una referenza da parte del figlio,
1589 e sarà definitivamente chiuso solo quando quest'ultimo, dopo aver completato
1590 le sue operazioni, chiamerà (\texttt{\small 45}) la funzione \func{close}.
1591
1592 In realtà per il figlio non sarebbe necessaria nessuna chiamata a
1593 \func{close}, in quanto con la \func{exit} finale (\texttt{\small 45}) tutti i
1594 file descriptor, quindi anche quelli associati ai socket, vengono
1595 automaticamente chiusi.  Tuttavia si è preferito effettuare esplicitamente le
1596 chiusure per avere una maggiore chiarezza del codice, e per evitare eventuali
1597 errori, prevenendo ad esempio un uso involontario del \textit{listening
1598   descriptor}.
1599
1600 Si noti invece come sia essenziale che il padre chiuda ogni volta il socket
1601 connesso dopo la \func{fork}; se così non fosse nessuno di questi socket
1602 sarebbe effettivamente chiuso dato che alla chiusura da parte del figlio
1603 resterebbe ancora un riferimento nel padre. Si avrebbero così due effetti: il
1604 padre potrebbe esaurire i descrittori disponibili (che sono un numero limitato
1605 per ogni processo) e soprattutto nessuna delle connessioni con i client
1606 verrebbe chiusa.
1607
1608 Come per ogni server iterativo il lavoro di risposta viene eseguito
1609 interamente dal processo figlio. Questo si incarica (\texttt{\small 34}) di
1610 chiamare \func{time} per leggere il tempo corrente, e di stamparlo
1611 (\texttt{\small 35}) sulla stringa contenuta in \var{buffer} con l'uso di
1612 \func{snprintf} e \func{ctime}. Poi la stringa viene scritta (\texttt{\small
1613   36--39}) sul socket, controllando che non ci siano errori. Anche in questo
1614 caso si è evitato il ricorso a \func{FullWrite} in quanto la stringa è
1615 estremamente breve e verrà senz'altro scritta in un singolo segmento.
1616
1617 Inoltre nel caso sia stato abilitato il \textit{logging} delle connessioni, si
1618 provvede anche (\texttt{\small 40--43}) a stampare sullo standard output
1619 l'indirizzo e la porta da cui il client ha effettuato la connessione, usando i
1620 valori contenuti nelle strutture restituite da \func{accept}, eseguendo le
1621 opportune conversioni con \func{inet\_ntop} e \func{ntohs}.
1622
1623 Ancora una volta l'esempio è estremamente semplificato, si noti come di nuovo
1624 non si sia gestita né la terminazione del processo né il suo uso come demone,
1625 che tra l'altro sarebbe stato incompatibile con l'uso della opzione di logging
1626 che stampa gli indirizzi delle connessioni sullo standard output. Un altro
1627 aspetto tralasciato è la gestione della terminazione dei processi figli,
1628 torneremo su questo più avanti quando tratteremo alcuni esempi di server più
1629 complessi.
1630
1631
1632
1633 \section{Un esempio più completo: il servizio \textit{echo}}
1634 \label{sec:TCP_echo_application}
1635
1636 L'esempio precedente, basato sul servizio \textit{daytime}, è un esempio molto
1637 elementare, in cui il flusso dei dati va solo nella direzione dal server al
1638 client. In questa sezione esamineremo un esempio di applicazione client/server
1639 un po' più complessa, che usi i socket TCP per una comunicazione in entrambe
1640 le direzioni.
1641
1642 Ci limiteremo a fornire una implementazione elementare, che usi solo le
1643 funzioni di base viste finora, ma prenderemo in esame, oltre al comportamento
1644 in condizioni normali, anche tutti i possibili scenari particolari (errori,
1645 sconnessione della rete, crash del client o del server durante la connessione)
1646 che possono avere luogo durante l'impiego di un'applicazione di rete, partendo
1647 da una versione primitiva che dovrà essere rimaneggiata di volta in volta per
1648 poter tenere conto di tutte le evenienze che si possono manifestare nella vita
1649 reale di un'applicazione di rete, fino ad arrivare ad un'implementazione
1650 completa.
1651
1652
1653 \subsection{Il servizio \textit{echo}}
1654 \label{sec:TCP_echo}
1655
1656
1657 Nella ricerca di un servizio che potesse fare da esempio per una comunicazione
1658 bidirezionale, si è deciso, seguendo la scelta di Stevens in \cite{UNP1}, di
1659 usare il servizio \textit{echo}, che si limita a restituire in uscita quanto
1660 immesso in ingresso. Infatti, nonostante la sua estrema semplicità, questo
1661 servizio costituisce il prototipo ideale per una generica applicazione di rete
1662 in cui un server risponde alle richieste di un client.  Nel caso di una
1663 applicazione più complessa quello che si potrà avere in più è una elaborazione
1664 dell'input del client, che in molti casi viene interpretato come un comando,
1665 da parte di un server che risponde fornendo altri dati in uscita.
1666
1667 Il servizio \textit{echo} è uno dei servizi standard solitamente provvisti
1668 direttamente dal superserver \cmd{inetd}, ed è definito
1669 dall'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc862.txt}{RFC~862}. Come dice il nome il
1670 servizio deve riscrivere indietro sul socket i dati che gli vengono inviati in
1671 ingresso. L'RFC descrive le specifiche del servizio sia per TCP che UDP, e per
1672 il primo stabilisce che una volta stabilita la connessione ogni dato in
1673 ingresso deve essere rimandato in uscita fintanto che il chiamante non ha
1674 chiude la connessione. Al servizio è assegnata la porta riservata 7.
1675
1676 Nel nostro caso l'esempio sarà costituito da un client che legge una linea di
1677 caratteri dallo standard input e la scrive sul server. A sua volta il server
1678 leggerà la linea dalla connessione e la riscriverà immutata all'indietro. Sarà
1679 compito del client leggere la risposta del server e stamparla sullo standard
1680 output.
1681
1682
1683 \subsection{Il client \textit{echo}: prima versione}
1684 \label{sec:TCP_echo_client}
1685
1686 Il codice della prima versione del client per il servizio \textit{echo},
1687 disponibile nel file \texttt{TCP\_echo\_first.c}, è riportato in
1688 fig.~\ref{fig:TCP_echo_client_1}. Esso ricalca la struttura del precedente
1689 client per il servizio \textit{daytime} (vedi
1690 sez.~\ref{sec:TCP_daytime_client}), e la prima parte (\texttt{\small 10--27})
1691 è sostanzialmente identica, a parte l'uso di una porta diversa.
1692
1693 \begin{figure}[!htbp]
1694   \footnotesize \centering
1695   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1696     \includecodesample{listati/TCP_echo_first.c}
1697   \end{minipage} 
1698   \normalsize
1699   \caption{Codice della prima versione del client \textit{echo}.}
1700   \label{fig:TCP_echo_client_1}
1701 \end{figure}
1702
1703 Al solito si è tralasciata la sezione relativa alla gestione delle opzioni a
1704 riga di comando.  Una volta dichiarate le variabili, si prosegue
1705 (\texttt{\small 10--13}) con della creazione del socket con l'usuale controllo
1706 degli errori, alla preparazione (\texttt{\small 14--17}) della struttura
1707 dell'indirizzo, che stavolta usa la porta 7 riservata al servizio
1708 \textit{echo}, infine si converte (\texttt{\small 18--22}) l'indirizzo
1709 specificato a riga di comando.  A questo punto (\texttt{\small 23--27}) si può
1710 eseguire la connessione al server secondo la stessa modalità usata in
1711 sez.~\ref{sec:TCP_daytime_client}.
1712
1713 Completata la connessione, per gestire il funzionamento del protocollo si usa
1714 la funzione \code{ClientEcho}, il cui codice si è riportato a parte in
1715 fig.~\ref{fig:TCP_client_echo_sub}. Questa si preoccupa di gestire tutta la
1716 comunicazione, leggendo una riga alla volta dallo standard input \file{stdin},
1717 scrivendola sul socket e ristampando su \file{stdout} quanto ricevuto in
1718 risposta dal server. Al ritorno dalla funzione (\texttt{\small 30--31}) anche
1719 il programma termina.
1720
1721 La funzione \code{ClientEcho} utilizza due buffer (\texttt{\small 3}) per
1722 gestire i dati inviati e letti sul socket.  La comunicazione viene gestita
1723 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 5--10}), i dati da inviare sulla
1724 connessione vengono presi dallo \file{stdin} usando la funzione \func{fgets},
1725 che legge una linea di testo (terminata da un \texttt{CR} e fino al massimo di
1726 \const{MAXLINE} caratteri) e la salva sul buffer di invio.
1727
1728 Si usa poi (\texttt{\small 6}) la funzione \func{FullWrite}, vista in
1729 sez.~\ref{sec:sock_io_behav}, per scrivere i dati sul socket, gestendo
1730 automaticamente l'invio multiplo qualora una singola \func{write} non sia
1731 sufficiente.  I dati vengono riletti indietro (\texttt{\small 7}) con una
1732 \func{read}\footnote{si è fatta l'assunzione implicita che i dati siano
1733   contenuti tutti in un solo segmento, così che la chiamata a \func{read} li
1734   restituisca sempre tutti; avendo scelto una dimensione ridotta per il buffer
1735   questo sarà sempre vero, vedremo più avanti come superare il problema di
1736   rileggere indietro tutti e soli i dati disponibili, senza bloccarsi.} sul
1737 buffer di ricezione e viene inserita (\texttt{\small 8}) la terminazione della
1738 stringa e per poter usare (\texttt{\small 9}) la funzione \func{fputs} per
1739 scriverli su \file{stdout}.
1740
1741 \begin{figure}[!htbp]
1742   \footnotesize \centering
1743   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1744     \includecodesample{listati/ClientEcho_first.c}
1745   \end{minipage} 
1746   \normalsize
1747   \caption{Codice della prima versione della funzione \texttt{ClientEcho} per 
1748     la gestione del servizio \textit{echo}.}
1749   \label{fig:TCP_client_echo_sub}
1750 \end{figure}
1751
1752 Quando si concluderà l'invio di dati mandando un end-of-file sullo standard
1753 input si avrà il ritorno di \func{fgets} con un puntatore nullo (si riveda
1754 quanto spiegato in sez.~\ref{sec:file_line_io}) e la conseguente uscita dal
1755 ciclo; al che la subroutine ritorna ed il nostro programma client termina.
1756
1757 Si può effettuare una verifica del funzionamento del client abilitando il
1758 servizio \textit{echo} nella configurazione di \cmd{initd} sulla propria
1759 macchina ed usandolo direttamente verso di esso in locale, vedremo in
1760 dettaglio più avanti (in sez.~\ref{sec:TCP_echo_startup}) il funzionamento del
1761 programma, usato però con la nostra versione del server \textit{echo}, che
1762 illustriamo immediatamente.
1763
1764
1765 \subsection{Il server \textit{echo}: prima versione}
1766 \label{sec:TCPsimp_server_main}
1767
1768 La prima versione del server, contenuta nel file \texttt{TCP\_echod\_first.c},
1769 è riportata in fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_first_code}. Come abbiamo fatto
1770 per il client anche il server è stato diviso in un corpo principale,
1771 costituito dalla funzione \code{main}, che è molto simile a quello visto nel
1772 precedente esempio per il server del servizio \textit{daytime} di
1773 sez.~\ref{sec:TCP_daytime_cunc_server}, e da una funzione ausiliaria
1774 \code{ServEcho} che si cura della gestione del servizio.
1775
1776 \begin{figure}[!htbp]
1777   \footnotesize \centering
1778   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1779     \includecodesample{listati/TCP_echod_first.c}
1780   \end{minipage} 
1781   \normalsize
1782   \caption{Codice del corpo principale della prima versione del server
1783     per il servizio \textit{echo}.}
1784   \label{fig:TCP_echo_server_first_code}
1785 \end{figure}
1786
1787 In questo caso però, rispetto a quanto visto nell'esempio di
1788 fig.~\ref{fig:TCP_daytime_cunc_server_code} si è preferito scrivere il server
1789 curando maggiormente alcuni dettagli, per tenere conto anche di alcune
1790 esigenze generali (che non riguardano direttamente la rete), come la
1791 possibilità di lanciare il server anche in modalità interattiva e la cessione
1792 dei privilegi di amministratore non appena questi non sono più necessari.
1793
1794 La sezione iniziale del programma (\texttt{\small 8--21}) è la stessa del
1795 server di sez.~\ref{sec:TCP_daytime_cunc_server}, ed ivi descritta in
1796 dettaglio: crea il socket, inizializza l'indirizzo e esegue \func{bind}; dato
1797 che quest'ultima funzione viene usata su una porta riservata, il server dovrà
1798 essere eseguito da un processo con i privilegi di amministratore, pena il
1799 fallimento della chiamata.
1800
1801 Una volta eseguita la funzione \func{bind} però i privilegi di amministratore
1802 non sono più necessari, per questo è sempre opportuno rilasciarli, in modo da
1803 evitare problemi in caso di eventuali vulnerabilità del server.  Per questo
1804 prima (\texttt{\small 22--26}) si esegue \func{setgid} per assegnare il
1805 processo ad un gruppo senza privilegi,\footnote{si è usato il valore 65534,
1806   ovvero -1 per il formato \ctyp{short}, che di norma in tutte le
1807   distribuzioni viene usato per identificare il gruppo \texttt{nogroup} e
1808   l'utente \texttt{nobody}, usati appunto per eseguire programmi che non
1809   richiedono nessun privilegio particolare.} e poi si ripete (\texttt{\small
1810   27--30}) l'operazione usando \func{setuid} per cambiare anche
1811 l'utente.\footnote{si tenga presente che l'ordine in cui si eseguono queste
1812   due operazioni è importante, infatti solo avendo i privilegi di
1813   amministratore si può cambiare il gruppo di un processo ad un altro di cui
1814   non si fa parte, per cui chiamare prima \func{setuid} farebbe fallire una
1815   successiva chiamata a \func{setgid}.  Inoltre si ricordi (si riveda quanto
1816   esposto in sez.~\ref{sec:proc_perms}) che usando queste due funzioni il
1817   rilascio dei privilegi è irreversibile.}  Infine (\texttt{\small 30--36}),
1818 qualora sia impostata la variabile \var{demonize}, prima (\texttt{\small 31})
1819 si apre il sistema di logging per la stampa degli errori, e poi
1820 (\texttt{\small 32--35}) si invoca \func{daemon} per eseguire in background il
1821 processo come demone.
1822
1823 A questo punto il programma riprende di nuovo lo schema già visto usato dal
1824 server per il servizio \textit{daytime}, con l'unica differenza della chiamata
1825 alla funzione \code{PrintErr}, riportata in fig.~\ref{fig:TCP_PrintErr}, al
1826 posto di \func{perror} per la stampa degli errori. 
1827
1828 Si inizia con il porre (\texttt{\small 37--41}) in ascolto il socket, e poi si
1829 esegue indefinitamente il ciclo principale (\texttt{\small 42--59}).
1830 All'interno di questo si ricevono (\texttt{\small 43--47}) le connessioni,
1831 creando (\texttt{\small 48--51}) un processo figlio per ciascuna di esse.
1832 Quest'ultimo (\texttt{\small 52--56}), chiuso (\texttt{\small 53}) il
1833 \textit{listening socket}, esegue (\texttt{\small 54}) la funzione di gestione
1834 del servizio \code{ServEcho}, ed al ritorno di questa esce (\texttt{\small
1835   55}).
1836
1837 Il padre invece si limita (\texttt{\small 57}) a chiudere il \textit{connected
1838   socket} per ricominciare da capo il ciclo in attesa di nuove connessioni. In
1839 questo modo si ha un server concorrente. La terminazione del padre non è
1840 gestita esplicitamente, e deve essere effettuata inviando un segnale al
1841 processo.
1842
1843 Avendo trattato direttamente la gestione del programma come demone, si è
1844 dovuto anche provvedere alla necessità di poter stampare eventuali messaggi di
1845 errore attraverso il sistema del \textit{syslog} trattato in
1846 sez.~\ref{sec:sess_daemon}. Come accennato questo è stato fatto utilizzando
1847 come \textit{wrapper} la funzione \code{PrintErr}, il cui codice è riportato
1848 in fig.~\ref{fig:TCP_PrintErr}.
1849
1850 In essa ci si limita a controllare (\texttt{\small 2}) se è stato impostato
1851 (valore attivo per default) l'uso come demone, nel qual caso (\texttt{\small
1852   3}) si usa \func{syslog} (vedi sez.~\ref{sec:sess_daemon}) per stampare il
1853 messaggio di errore fornito come argomento sui log di sistema. Se invece si è
1854 in modalità interattiva (attivabile con l'opzione \texttt{-i}) si usa
1855 (\texttt{\small 5}) semplicemente la funzione \func{perror} per stampare sullo
1856 standard error.
1857
1858 \begin{figure}[!htbp]
1859   \footnotesize \centering
1860   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1861     \includecodesample{listati/PrintErr.c}
1862   \end{minipage} 
1863   \normalsize
1864   \caption{Codice della funzione \code{PrintErr} per la
1865     generalizzazione della stampa degli errori sullo standard input o
1866     attraverso il \texttt{syslog}.}
1867   \label{fig:TCP_PrintErr}
1868 \end{figure}
1869
1870 La gestione del servizio \textit{echo} viene effettuata interamente nella
1871 funzione \code{ServEcho}, il cui codice è mostrato in
1872 fig.~\ref{fig:TCP_ServEcho_first}, e la comunicazione viene gestita all'interno
1873 di un ciclo (\texttt{\small 6--13}).  I dati inviati dal client vengono letti
1874 (\texttt{\small 6}) dal socket con una semplice \func{read}, di cui non si
1875 controlla lo stato di uscita, assumendo che ritorni solo in presenza di dati
1876 in arrivo. La riscrittura (\texttt{\small 7}) viene invece gestita dalla
1877 funzione \func{FullWrite} (descritta in fig.~\ref{fig:sock_FullWrite_code}) che
1878 si incarica di tenere conto automaticamente della possibilità che non tutti i
1879 dati di cui è richiesta la scrittura vengano trasmessi con una singola
1880 \func{write}.
1881
1882 \begin{figure}[!htbp] 
1883   \footnotesize \centering
1884   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1885     \includecodesample{listati/ServEcho_first.c}
1886   \end{minipage} 
1887   \normalsize
1888   \caption{Codice della prima versione della funzione \code{ServEcho} per la
1889     gestione del servizio \textit{echo}.}
1890   \label{fig:TCP_ServEcho_first}
1891 \end{figure}
1892
1893 In caso di errore di scrittura (si ricordi che \func{FullWrite} restituisce un
1894 valore nullo in caso di successo) si provvede (\texttt{\small 8--10}) a
1895 stampare il relativo messaggio con \func{PrintErr}.  Quando il client chiude
1896 la connessione il ricevimento del FIN fa ritornare la \func{read} con un
1897 numero di byte letti pari a zero, il che causa l'uscita dal ciclo e il ritorno
1898 (\texttt{\small 12}) della funzione, che a sua volta causa la terminazione del
1899 processo figlio.
1900
1901
1902 \subsection{L'avvio e il funzionamento normale}
1903 \label{sec:TCP_echo_startup}
1904
1905 Benché il codice dell'esempio precedente sia molto ridotto, esso ci permetterà
1906 di considerare in dettaglio le varie problematiche che si possono incontrare
1907 nello scrivere un'applicazione di rete. Infatti attraverso l'esame delle sue
1908 modalità di funzionamento normali, all'avvio e alla terminazione, e di quello
1909 che avviene nelle varie situazioni limite, da una parte potremo approfondire
1910 la comprensione del protocollo TCP/IP e dall'altra ricavare le indicazioni
1911 necessarie per essere in grado di scrivere applicazioni robuste, in grado di
1912 gestire anche i casi limite.
1913
1914 Il primo passo è compilare e lanciare il server (da root, per poter usare la
1915 porta 7 che è riservata), alla partenza esso eseguirà l'apertura passiva con
1916 la sequenza delle chiamate a \func{socket}, \func{bind}, \func{listen} e poi
1917 si bloccherà nella \func{accept}. A questo punto si potrà controllarne lo
1918 stato con \cmd{netstat}:
1919 \begin{verbatim}
1920 [piccardi@roke piccardi]$ netstat -at
1921 Active Internet connections (servers and established)
1922 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State 
1923 ...
1924 tcp        0      0 *:echo                  *:*                     LISTEN
1925 ...
1926 \end{verbatim} %$
1927 che ci mostra come il socket sia in ascolto sulla porta richiesta, accettando
1928 connessioni da qualunque indirizzo e da qualunque porta e su qualunque
1929 interfaccia locale.
1930
1931 A questo punto si può lanciare il client, esso chiamerà \func{socket} e
1932 \func{connect}; una volta completato il \itindex{three~way~handshake}
1933 \textit{three way handshake} la connessione è stabilita; la \func{connect}
1934 ritornerà nel client\footnote{si noti che è sempre la \func{connect} del
1935   client a ritornare per prima, in quanto questo avviene alla ricezione del
1936   secondo segmento (l'ACK del server) del \itindex{three~way~handshake}
1937   \textit{three way handshake}, la \func{accept} del server ritorna solo dopo
1938   un altro mezzo RTT quando il terzo segmento (l'ACK del client) viene
1939   ricevuto.}  e la \func{accept} nel server, ed usando di nuovo \cmd{netstat}
1940 otterremmo che:
1941 \begin{verbatim}
1942 Active Internet connections (servers and established)
1943 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State
1944 tcp        0      0 *:echo                  *:*                     LISTEN
1945 tcp        0      0 roke:echo               gont:32981              ESTABLISHED
1946 \end{verbatim}
1947 mentre per quanto riguarda l'esecuzione dei programmi avremo che:
1948 \begin{itemize}
1949 \item il client chiama la funzione \code{ClientEcho} che si blocca sulla
1950   \func{fgets} dato che non si è ancora scritto nulla sul terminale.
1951 \item il server eseguirà una \func{fork} facendo chiamare al processo figlio
1952   la funzione \code{ServEcho}, quest'ultima si bloccherà sulla \func{read}
1953   dal socket sul quale ancora non sono presenti dati.
1954 \item il processo padre del server chiamerà di nuovo \func{accept}
1955   bloccandosi fino all'arrivo di un'altra connessione.
1956 \end{itemize}
1957 e se usiamo il comando \cmd{ps} per esaminare lo stato dei processi otterremo
1958 un risultato del tipo:
1959 \begin{verbatim}
1960 [piccardi@roke piccardi]$ ps ax
1961   PID TTY      STAT   TIME COMMAND
1962  ...  ...      ...    ...  ...
1963  2356 pts/0    S      0:00 ./echod
1964  2358 pts/1    S      0:00 ./echo 127.0.0.1
1965  2359 pts/0    S      0:00 ./echod
1966 \end{verbatim} %$
1967 (dove si sono cancellate le righe inutili) da cui si evidenzia la presenza di
1968 tre processi, tutti in stato di \textit{sleep} (vedi
1969 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}).
1970
1971 Se a questo punto si inizia a scrivere qualcosa sul client non sarà trasmesso
1972 niente fin tanto che non si prema il tasto di a capo (si ricordi quanto detto
1973 in sez.~\ref{sec:file_line_io} a proposito dell'I/O su terminale), solo allora
1974 \func{fgets} ritornerà ed il client scriverà quanto immesso sul socket, per
1975 poi passare a rileggere quanto gli viene inviato all'indietro dal server, che
1976 a sua volta sarà inviato sullo standard output, che nel caso ne provoca
1977 l'immediata stampa a video.
1978
1979
1980 \subsection{La conclusione normale}
1981 \label{sec:TCP_echo_conclusion}
1982
1983 Tutto quello che scriveremo sul client sarà rimandato indietro dal server e
1984 ristampato a video fintanto che non concluderemo l'immissione dei dati; una
1985 sessione tipica sarà allora del tipo: 
1986 \begin{verbatim}
1987 [piccardi@roke sources]$ ./echo 127.0.0.1
1988 Questa e` una prova
1989 Questa e` una prova
1990 Ho finito
1991 Ho finito
1992 \end{verbatim} %$
1993 che termineremo inviando un EOF dal terminale (usando la combinazione di tasti
1994 ctrl-D, che non compare a schermo); se eseguiamo un \cmd{netstat} a questo
1995 punto avremo:
1996 \begin{verbatim}
1997 [piccardi@roke piccardi]$ netstat -at 
1998 tcp        0      0 *:echo                  *:*                     LISTEN
1999 tcp        0      0 localhost:33032         localhost:echo          TIME_WAIT
2000 \end{verbatim} %$
2001 con il client che entra in \texttt{TIME\_WAIT}.
2002
2003 Esaminiamo allora in dettaglio la sequenza di eventi che porta alla
2004 terminazione normale della connessione, che ci servirà poi da riferimento
2005 quando affronteremo il comportamento in caso di conclusioni anomale:
2006
2007 \begin{enumerate}
2008 \item inviando un carattere di EOF da terminale la \func{fgets} ritorna
2009   restituendo un puntatore nullo che causa l'uscita dal ciclo di \code{while},
2010   così la funzione \code{ClientEcho} ritorna.
2011 \item al ritorno di \code{ClientEcho} ritorna anche la funzione \code{main}, e
2012   come parte del processo di terminazione tutti i file descriptor vengono chiusi
2013   (si ricordi quanto detto in sez.~\ref{sec:proc_term_conclusion}); questo
2014   causa la chiusura del socket di comunicazione; il client allora invierà un
2015   FIN al server a cui questo risponderà con un ACK.  A questo punto il client
2016   verrà a trovarsi nello stato \texttt{FIN\_WAIT\_2} ed il server nello stato
2017   \texttt{CLOSE\_WAIT} (si riveda quanto spiegato in
2018   sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}).
2019 \item quando il server riceve il FIN la \func{read} del processo figlio che
2020   gestisce la connessione ritorna restituendo 0 causando così l'uscita dal
2021   ciclo e il ritorno di \code{ServEcho}, a questo punto il processo figlio
2022   termina chiamando \func{exit}.
2023 \item all'uscita del figlio tutti i file descriptor vengono chiusi, la
2024   chiusura del socket connesso fa sì che venga effettuata la sequenza finale
2025   di chiusura della connessione, viene emesso un FIN dal server che riceverà
2026   un ACK dal client, a questo punto la connessione è conclusa e il client
2027   resta nello stato \texttt{TIME\_WAIT}.
2028 \end{enumerate}
2029
2030
2031 \subsection{La gestione dei processi figli}
2032 \label{sec:TCP_child_hand}
2033
2034 Tutto questo riguarda la connessione, c'è però da tenere conto dell'effetto
2035 del procedimento di chiusura del processo figlio nel server (si veda quanto
2036 esaminato in sez.~\ref{sec:proc_termination}). In questo caso avremo l'invio
2037 del segnale \signal{SIGCHLD} al padre, ma dato che non si è installato un
2038 gestore e che l'azione predefinita per questo segnale è quella di essere
2039 ignorato, non avendo predisposto la ricezione dello stato di terminazione,
2040 otterremo che il processo figlio entrerà nello stato di \itindex{zombie}
2041 \textit{zombie} (si riveda quanto illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigchld}),
2042 come risulterà ripetendo il comando \cmd{ps}:
2043 \begin{verbatim}
2044  2356 pts/0    S      0:00 ./echod
2045  2359 pts/0    Z      0:00 [echod <defunct>]
2046 \end{verbatim}
2047
2048 Dato che non è il caso di lasciare processi \itindex{zombie} \textit{zombie},
2049 occorrerà ricevere opportunamente lo stato di terminazione del processo (si
2050 veda sez.~\ref{sec:proc_wait}), cosa che faremo utilizzando \signal{SIGCHLD}
2051 secondo quanto illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigchld}. Una prima modifica al
2052 nostro server è pertanto quella di inserire la gestione della terminazione dei
2053 processi figli attraverso l'uso di un gestore.  Per questo useremo la funzione
2054 \code{Signal} (che abbiamo illustrato in fig.~\ref{fig:sig_Signal_code}), per
2055 installare il gestore che riceve i segnali dei processi figli terminati già
2056 visto in fig.~\ref{fig:sig_sigchld_handl}.  Basterà allora aggiungere il
2057 seguente codice: \includecodesnip{listati/sigchildhand.c}
2058 \noindent
2059 all'esempio illustrato in fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_first_code}.
2060
2061 In questo modo però si introduce un altro problema. Si ricordi infatti che,
2062 come spiegato in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, quando un programma si trova in
2063 stato di \texttt{sleep} durante l'esecuzione di una system call, questa viene
2064 interrotta alla ricezione di un segnale. Per questo motivo, alla fine
2065 dell'esecuzione del gestore del segnale, se questo ritorna, il programma
2066 riprenderà l'esecuzione ritornando dalla system call interrotta con un errore
2067 di \errcode{EINTR}.
2068
2069 Vediamo allora cosa comporta tutto questo nel nostro caso: quando si chiude il
2070 client, il processo figlio che gestisce la connessione terminerà, ed il padre,
2071 per evitare la creazione di \itindex{zombie} \textit{zombie}, riceverà il
2072 segnale \signal{SIGCHLD} eseguendo il relativo gestore. Al ritorno del gestore
2073 però l'esecuzione nel padre ripartirà subito con il ritorno della funzione
2074 \func{accept} (a meno di un caso fortuito in cui il segnale arriva durante
2075 l'esecuzione del programma in risposta ad una connessione) con un errore di
2076 \errcode{EINTR}. Non avendo previsto questa eventualità il programma considera
2077 questo un errore fatale terminando a sua volta con un messaggio del tipo:
2078 \begin{verbatim}
2079 [root@gont sources]# ./echod -i
2080 accept error: Interrupted system call
2081 \end{verbatim}%#
2082
2083 Come accennato in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha} le conseguenze di questo
2084 comportamento delle system call possono essere superate in due modi diversi,
2085 il più semplice è quello di modificare il codice di \func{Signal} per
2086 richiedere il riavvio automatico delle system call interrotte secondo la
2087 semantica di BSD, usando l'opzione \const{SA\_RESTART} di \func{sigaction};
2088 rispetto a quanto visto in fig.~\ref{fig:sig_Signal_code}. Definiremo allora la
2089 nuova funzione \func{SignalRestart}\footnote{anche questa è definita, insieme
2090   alle altre funzioni riguardanti la gestione dei segnali, nel file
2091   \file{SigHand.c}, il cui contento completo può essere trovato negli esempi
2092   allegati.} come mostrato in fig.~\ref{fig:sig_SignalRestart_code}, ed
2093 installeremo il gestore usando quest'ultima.
2094
2095 \begin{figure}[!htbp]
2096   \footnotesize \centering
2097   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2098     \includecodesample{listati/SignalRestart.c}
2099   \end{minipage}  
2100   \normalsize 
2101   \caption{La funzione \func{SignalRestart}, che installa un gestore di
2102     segnali in semantica BSD per il riavvio automatico delle system call
2103     interrotte.}
2104   \label{fig:sig_SignalRestart_code}
2105 \end{figure}
2106
2107 Come si può notare questa funzione è identica alla precedente \func{Signal},
2108 illustrata in fig.~\ref{fig:sig_Signal_code}, solo che in questo caso invece di
2109 inizializzare a zero il campo \var{sa\_flags} di \struct{sigaction}, lo si
2110 inizializza (\texttt{\small 5}) al valore \const{SA\_RESTART}. Usando questa
2111 funzione al posto di \func{Signal} nel server non è necessaria nessuna altra
2112 modifica: le system call interrotte saranno automaticamente riavviate, e
2113 l'errore \errcode{EINTR} non si manifesterà più.
2114
2115 La seconda soluzione è più invasiva e richiede di controllare tutte le volte
2116 l'errore restituito dalle varie system call, ripetendo la chiamata qualora
2117 questo corrisponda ad \errcode{EINTR}. Questa soluzione ha però il pregio
2118 della portabilità, infatti lo standard POSIX dice che la funzionalità di
2119 riavvio automatico delle system call, fornita da \const{SA\_RESTART}, è
2120 opzionale, per cui non è detto che essa sia disponibile su qualunque sistema.
2121 Inoltre in certi casi,\footnote{Stevens in \cite{UNP1} accenna che la maggior
2122   parte degli Unix derivati da BSD non fanno ripartire \func{select}; altri
2123   non riavviano neanche \func{accept} e \func{recvfrom}, cosa che invece nel
2124   caso di Linux viene sempre fatta.} anche quando questa è presente, non è
2125 detto possa essere usata con \func{accept}. 
2126
2127
2128 La portabilità nella gestione dei segnali però viene al costo di una
2129 riscrittura parziale del server, la nuova versione di questo, in cui si sono
2130 introdotte una serie di nuove opzioni che ci saranno utili per il debug, è
2131 mostrata in fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_code_second}, dove si sono riportate
2132 la sezioni di codice modificate nella seconda versione del programma, il
2133 codice completo di quest'ultimo si trova nel file
2134 \texttt{TCP\_echod\_second.c} dei sorgenti allegati alla guida.
2135
2136 La prima modifica effettuata è stata quella di introdurre una nuova opzione a
2137 riga di comando, \texttt{-c}, che permette di richiedere il comportamento
2138 compatibile nella gestione di \signal{SIGCHLD} al posto della semantica BSD
2139 impostando la variabile \var{compat} ad un valore non nullo. Questa è
2140 preimpostata al valore nullo, cosicché se non si usa questa opzione il
2141 comportamento di default del server è di usare la semantica BSD. 
2142
2143 Una seconda opzione aggiunta è quella di inserire un tempo di attesa fisso
2144 specificato in secondi fra il ritorno della funzione \func{listen} e la
2145 chiamata di \func{accept}, specificabile con l'opzione \texttt{-w}, che
2146 permette di impostare la variabile \var{waiting}.  Infine si è introdotta una
2147 opzione \texttt{-d} per abilitare il debugging che imposta ad un valore non
2148 nullo la variabile \var{debugging}. Al solito si è omessa da
2149 fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_code_second} la sezione di codice relativa alla
2150 gestione di tutte queste opzioni, che può essere trovata nel sorgente del
2151 programma.
2152
2153 \begin{figure}[!htbp]
2154   \footnotesize \centering
2155   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2156     \includecodesample{listati/TCP_echod_second.c}
2157   \end{minipage} 
2158   \normalsize
2159   \caption{La sezione nel codice della seconda versione del server
2160     per il servizio \textit{echo} modificata per tener conto dell'interruzione
2161     delle system call.}
2162   \label{fig:TCP_echo_server_code_second}
2163 \end{figure}
2164
2165 Vediamo allora come è cambiato il nostro server; una volta definite le
2166 variabili e trattate le opzioni il primo passo (\texttt{\small 9--13}) è
2167 verificare la semantica scelta per la gestione di \signal{SIGCHLD}, a seconda
2168 del valore di \var{compat} (\texttt{\small 9}) si installa il gestore con la
2169 funzione \func{Signal} (\texttt{\small 10}) o con \texttt{SignalRestart}
2170 (\texttt{\small 12}), essendo quest'ultimo il valore di default.
2171
2172 Tutta la sezione seguente, che crea il socket, cede i privilegi di
2173 amministratore ed eventualmente lancia il programma come demone, è rimasta
2174 invariata e pertanto è stata omessa in
2175 fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_code_second}; l'unica modifica effettuata prima
2176 dell'entrata nel ciclo principale è stata quella di aver introdotto, subito
2177 dopo la chiamata (\texttt{\small 17--20}) alla funzione \func{listen}, una
2178 eventuale pausa con una condizione (\texttt{\small 21}) sulla variabile
2179 \var{waiting}, che viene inizializzata, con l'opzione \texttt{-w Nsec}, al
2180 numero di secondi da aspettare (il valore preimpostato è nullo).
2181
2182 Si è potuto lasciare inalterata tutta la sezione di creazione del socket
2183 perché nel server l'unica chiamata ad una system call lenta, che può essere
2184 interrotta dall'arrivo di \signal{SIGCHLD}, è quella ad \func{accept}, che è
2185 l'unica funzione che può mettere il processo padre in stato di sleep nel
2186 periodo in cui un figlio può terminare; si noti infatti come le altre
2187 \index{system~call~lente} \textit{slow system call}\footnote{si ricordi la
2188   distinzione fatta in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}.} o sono chiamate prima di
2189 entrare nel ciclo principale, quando ancora non esistono processi figli, o
2190 sono chiamate dai figli stessi e non risentono di \signal{SIGCHLD}.
2191
2192 Per questo l'unica modifica sostanziale nel ciclo principale (\texttt{\small
2193   23--42}), rispetto precedente versione di fig.~\ref{fig:TCP_ServEcho_first},
2194 è nella sezione (\texttt{\small 25--31}) in cui si effettua la chiamata di
2195 \func{accept}.  Quest'ultima viene effettuata (\texttt{\small 26--27})
2196 all'interno di un ciclo di \code{while}\footnote{la sintassi del C relativa a
2197   questo ciclo può non essere del tutto chiara. In questo caso infatti si è
2198   usato un ciclo vuoto che non esegue nessuna istruzione, in questo modo
2199   quello che viene ripetuto con il ciclo è soltanto il codice che esprime la
2200   condizione all'interno del \code{while}.}  che la ripete indefinitamente
2201 qualora in caso di errore il valore di \var{errno} sia \errcode{EINTR}. Negli
2202 altri casi si esce in caso di errore effettivo (\texttt{\small 27--29}),
2203 altrimenti il programma prosegue.
2204
2205 Si noti che in questa nuova versione si è aggiunta una ulteriore sezione
2206 (\texttt{\small 32--40}) di aiuto per il debug del programma, che eseguita con
2207 un controllo (\texttt{\small 33}) sul valore della variabile \var{debugging}
2208 impostato dall'opzione \texttt{-d}. Qualora questo sia nullo, come
2209 preimpostato, non accade nulla. altrimenti (\texttt{\small 33}) l'indirizzo
2210 ricevuto da \var{accept} viene convertito in una stringa che poi
2211 (\texttt{\small 34--39}) viene opportunamente stampata o sullo schermo o nei
2212 log.
2213
2214 Infine come ulteriore miglioria si è perfezionata la funzione \code{ServEcho},
2215 sia per tenere conto della nuova funzionalità di debugging, che per effettuare
2216 un controllo in caso di errore; il codice della nuova versione è mostrato in
2217 fig.~\ref{fig:TCP_ServEcho_second}.
2218
2219 \begin{figure}[!htbp] 
2220   \footnotesize \centering
2221   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2222     \includecodesample{listati/ServEcho_second.c}
2223   \end{minipage} 
2224   \normalsize
2225   \caption{Codice della seconda versione della funzione \code{ServEcho} per la
2226     gestione del servizio \textit{echo}.}
2227   \label{fig:TCP_ServEcho_second}
2228 \end{figure}
2229
2230 Rispetto alla precedente versione di fig.~\ref{fig:TCP_ServEcho_first} in
2231 questo caso si è provveduto a controllare (\texttt{\small 7--10}) il valore di
2232 ritorno di \func{read} per rilevare un eventuale errore, in modo da stampare
2233 (\texttt{\small 8}) un messaggio di errore e ritornare (\texttt{\small 9})
2234 concludendo la connessione.
2235
2236 Inoltre qualora sia stata attivata la funzionalità di debug (avvalorando
2237 \var{debugging} tramite l'apposita opzione \texttt{-d}) si provvederà a
2238 stampare (tenendo conto della modalità di invocazione del server, se
2239 interattiva o in forma di demone) il numero di byte e la stringa letta dal
2240 client (\texttt{\small 16--24}).
2241
2242
2243 \section{I vari scenari critici}
2244 \label{sec:TCP_echo_critical}
2245
2246 Con le modifiche viste in sez.~\ref{sec:TCP_child_hand} il nostro esempio
2247 diventa in grado di affrontare la gestione ordinaria delle connessioni, ma un
2248 server di rete deve tenere conto che, al contrario di quanto avviene per i
2249 server che operano nei confronti di processi presenti sulla stessa macchina,
2250 la rete è di sua natura inaffidabile, per cui è necessario essere in grado di
2251 gestire tutta una serie di situazioni critiche che non esistono per i processi
2252 locali.
2253
2254
2255 \subsection{La terminazione precoce della connessione}
2256 \label{sec:TCP_conn_early_abort}
2257
2258 La prima situazione critica è quella della terminazione precoce, causata da un
2259 qualche errore sulla rete, della connessione effettuata da un client. Come
2260 accennato in sez.~\ref{sec:TCP_func_accept} la funzione \func{accept} riporta
2261 tutti gli eventuali errori di rete pendenti su una connessione sul
2262 \textit{connected socket}. Di norma questo non è un problema, in quanto non
2263 appena completata la connessione, \func{accept} ritorna e l'errore sarà
2264 rilevato in seguito, dal processo che gestisce la connessione, alla prima
2265 chiamata di una funzione che opera sul socket.
2266
2267 È però possibile, dal punto di vista teorico, incorrere anche in uno scenario
2268 del tipo di quello mostrato in fig.~\ref{fig:TCP_early_abort}, in cui la
2269 connessione viene abortita sul lato client per un qualche errore di rete con
2270 l'invio di un segmento RST, prima che nel server sia stata chiamata la
2271 funzione \func{accept}.
2272
2273 \begin{figure}[!htb]
2274   \centering \includegraphics[width=10cm]{img/tcp_client_early_abort}  
2275   \caption{Un possibile caso di terminazione precoce della connessione.}
2276   \label{fig:TCP_early_abort}
2277 \end{figure}
2278
2279 Benché questo non sia un fatto comune, un evento simile può essere osservato
2280 con dei server molto occupati. In tal caso, con una struttura del server
2281 simile a quella del nostro esempio, in cui la gestione delle singole
2282 connessioni è demandata a processi figli, può accadere che il \textit{three
2283   way handshake} \itindex{three~way~handshake} venga completato e la relativa
2284 connessione abortita subito dopo, prima che il padre, per via del carico della
2285 macchina, abbia fatto in tempo ad eseguire la chiamata ad \func{accept}. Di
2286 nuovo si ha una situazione analoga a quella illustrata in
2287 fig.~\ref{fig:TCP_early_abort}, in cui la connessione viene stabilita, ma
2288 subito dopo si ha una condizione di errore che la chiude prima che essa sia
2289 stata accettata dal programma.
2290
2291 Questo significa che, oltre alla interruzione da parte di un segnale, che
2292 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:TCP_child_hand} nel caso particolare di
2293 \signal{SIGCHLD}, si possono ricevere altri errori non fatali all'uscita di
2294 \func{accept}, che come nel caso precedente, necessitano semplicemente la
2295 ripetizione della chiamata senza che si debba uscire dal programma. In questo
2296 caso anche la versione modificata del nostro server non sarebbe adatta, in
2297 quanto uno di questi errori causerebbe la terminazione dello stesso. In Linux
2298 i possibili errori di rete non fatali, riportati sul socket connesso al
2299 ritorno di \func{accept}, sono \errcode{ENETDOWN}, \errcode{EPROTO},
2300 \errcode{ENOPROTOOPT}, \errcode{EHOSTDOWN}, \errcode{ENONET},
2301 \errcode{EHOSTUNREACH}, \errcode{EOPNOTSUPP} e \errcode{ENETUNREACH}.
2302
2303 Si tenga presente che questo tipo di terminazione non è riproducibile
2304 terminando il client prima della chiamata ad \func{accept}, come si potrebbe
2305 fare usando l'opzione \texttt{-w} per introdurre una pausa dopo il lancio del
2306 demone, in modo da poter avere il tempo per lanciare e terminare una
2307 connessione usando il programma client. In tal caso infatti, alla terminazione
2308 del client, il socket associato alla connessione viene semplicemente chiuso,
2309 attraverso la sequenza vista in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}, per cui la
2310 \func{accept} ritornerà senza errori, e si avrà semplicemente un end-of-file
2311 al primo accesso al socket. Nel caso di Linux inoltre, anche qualora si
2312 modifichi il client per fargli gestire l'invio di un segmento di RST alla
2313 chiusura dal socket (usando l'opzione \const{SO\_LINGER}, vedi
2314 sez.~\ref{sec:sock_options_main}), non si ha nessun errore al ritorno di
2315 \func{accept}, quanto un errore di \errcode{ECONNRESET} al primo tentativo di
2316 accesso al socket.
2317
2318
2319
2320 \subsection{La terminazione precoce del server}
2321 \label{sec:TCP_server_crash}
2322
2323 Un secondo caso critico è quello in cui si ha una terminazione precoce del
2324 server, ad esempio perché il programma ha un crash. In tal caso si suppone che
2325 il processo termini per un errore fatale, cosa che potremo simulare
2326 inviandogli un segnale di terminazione. La conclusione del processo comporta
2327 la chiusura di tutti i file descriptor aperti, compresi tutti i socket
2328 relativi a connessioni stabilite; questo significa che al momento del crollo
2329 del servizio il client riceverà un FIN dal server in corrispondenza della
2330 chiusura del socket.
2331
2332 Vediamo allora cosa succede nel nostro caso, facciamo partire una connessione
2333 con il server e scriviamo una prima riga, poi terminiamo il server con un
2334 \texttt{C-c}. A questo punto scriviamo una seconda riga e poi un'altra riga
2335 ancora. Il risultato finale della sessione è il seguente:
2336 \begin{verbatim}
2337 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
2338 Prima riga
2339 Prima riga
2340 Seconda riga dopo il C-c
2341 Altra riga
2342 [piccardi@gont sources]$
2343 \end{verbatim}
2344
2345 Come si vede il nostro client, nonostante la connessione sia stata interrotta
2346 prima dell'invio della seconda riga, non solo accetta di inviarla, ma prende
2347 anche un'altra riga prima di terminare senza riportare nessun
2348 errore. 
2349
2350 Per capire meglio cosa è successo conviene analizzare il flusso dei pacchetti
2351 utilizzando un analizzatore di traffico come \cmd{tcpdump}. Il comando
2352 permette di selezionare, nel traffico di rete generato su una macchina, i
2353 pacchetti che interessano, stampando a video (o salvando su disco) il loro
2354 contenuto. Non staremo qui ad entrare nei dettagli dell'uso del programma, che
2355 sono spiegati dalla pagina di manuale; per l'uso che vogliamo farne quello che
2356 ci interessa è, posizionandosi sulla macchina che fa da client, selezionare
2357 tutti i pacchetti che sono diretti o provengono dalla macchina che fa da
2358 server. In questo modo (posto che non ci siano altre connessioni col server,
2359 cosa che avremo cura di evitare) tutti i pacchetti rilevati apparterranno alla
2360 nostra sessione di interrogazione del servizio. 
2361
2362 Il comando \cmd{tcpdump} permette selezioni molto complesse, basate sulle
2363 interfacce su cui passano i pacchetti, sugli indirizzi IP, sulle porte, sulle
2364 caratteristiche ed il contenuto dei pacchetti stessi, inoltre permette di
2365 combinare fra loro diversi criteri di selezione con degli operatori logici;
2366 quando un pacchetto che corrisponde ai criteri di selezione scelti viene
2367 rilevato i suoi dati vengono stampati sullo schermo (anche questi secondo un
2368 formato configurabile in maniera molto precisa).  
2369
2370 Lanciando il comando prima di ripetere la sessione di lavoro mostrata
2371 nell'esempio precedente potremo allora catturare tutti pacchetti scambiati fra
2372 il client ed il server; i risultati\footnote{in realtà si è ridotta la
2373   lunghezza dell'output rispetto al reale tagliando alcuni dati non necessari
2374   alla comprensione del flusso.} prodotti in questa occasione da \cmd{tcpdump}
2375 sono allora i seguenti:
2376 \begin{verbatim}
2377 [root@gont gapil]# tcpdump src 192.168.1.141 or dst 192.168.1.141 -N -t
2378 tcpdump: listening on eth0
2379 gont.34559 > anarres.echo: S 800922320:800922320(0) win 5840 
2380 anarres.echo > gont.34559: S 511689719:511689719(0) ack 800922321 win 5792 
2381 gont.34559 > anarres.echo: . ack 1 win 5840 
2382 gont.34559 > anarres.echo: P 1:12(11) ack 1 win 5840 
2383 anarres.echo > gont.34559: . ack 12 win 5792 
2384 anarres.echo > gont.34559: P 1:12(11) ack 12 win 5792 
2385 gont.34559 > anarres.echo: . ack 12 win 5840 
2386 anarres.echo > gont.34559: F 12:12(0) ack 12 win 5792 
2387 gont.34559 > anarres.echo: . ack 13 win 5840 
2388 gont.34559 > anarres.echo: P 12:37(25) ack 13 win 5840 
2389 anarres.echo > gont.34559: R 511689732:511689732(0) win 0 
2390 \end{verbatim}
2391
2392 Le prime tre righe vengono prodotte al momento in cui lanciamo il nostro
2393 client, e corrispondono ai tre pacchetti del \itindex{three~way~handshake}
2394 \textit{three way handshake}.  L'output del comando riporta anche i numeri di
2395 sequenza iniziali, mentre la lettera \texttt{S} indica che per quel pacchetto
2396 si aveva il SYN flag attivo.  Si noti come a partire dal secondo pacchetto sia
2397 sempre attivo il campo \texttt{ack}, seguito dal numero di sequenza per il
2398 quale si da il ricevuto; quest'ultimo, a partire dal terzo pacchetto, viene
2399 espresso in forma relativa per maggiore compattezza.  Il campo \texttt{win} in
2400 ogni riga indica la \itindex{advertised~window} \textit{advertised window} di
2401 cui parlavamo in sez.~\ref{sec:TCP_TCP_opt}.  Allora si può verificare
2402 dall'output del comando come venga appunto realizzata la sequenza di pacchetti
2403 descritta in sez.~\ref{sec:TCP_conn_cre}: prima viene inviato dal client un
2404 primo pacchetto con il SYN che inizia la connessione, a cui il server risponde
2405 dando il ricevuto con un secondo pacchetto, che a sua volta porta un SYN, cui
2406 il client risponde con un il terzo pacchetto di ricevuto.
2407
2408 Ritorniamo allora alla nostra sessione con il servizio echo: dopo le tre righe
2409 del \itindex{three~way~handshake} \textit{three way handshake} non avremo
2410 nulla fin tanto che non scriveremo una prima riga sul client; al momento in
2411 cui facciamo questo si genera una sequenza di altri quattro pacchetti. Il
2412 primo, dal client al server, contraddistinto da una lettera \texttt{P} che
2413 significa che il flag PSH è impostato, contiene la nostra riga (che è appunto
2414 di 11 caratteri), e ad esso il server risponde immediatamente con un pacchetto
2415 vuoto di ricevuto. Poi tocca al server riscrivere indietro quanto gli è stato
2416 inviato, per cui sarà lui a mandare indietro un terzo pacchetto con lo stesso
2417 contenuto appena ricevuto, e a sua volta riceverà dal client un ACK nel quarto
2418 pacchetto.  Questo causerà la ricezione dell'eco nel client che lo stamperà a
2419 video.
2420
2421 A questo punto noi procediamo ad interrompere l'esecuzione del server con un
2422 \texttt{C-c} (cioè con l'invio di \signal{SIGTERM}): nel momento in cui
2423 facciamo questo vengono immediatamente generati altri due pacchetti. La
2424 terminazione del processo infatti comporta la chiusura di tutti i suoi file
2425 descriptor, il che comporta, per il socket che avevamo aperto, l'inizio della
2426 sequenza di chiusura illustrata in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}.  Questo
2427 significa che dal server partirà un FIN, che è appunto il primo dei due
2428 pacchetti, contraddistinto dalla lettera \texttt{F}, cui seguirà al solito un
2429 ACK da parte del client.  
2430
2431 A questo punto la connessione dalla parte del server è chiusa, ed infatti se
2432 usiamo \cmd{netstat} per controllarne lo stato otterremo che sul server si ha:
2433 \begin{verbatim}
2434 anarres:/home/piccardi# netstat -ant
2435 Active Internet connections (servers and established)
2436 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State
2437 ...      ...    ... ...                     ...                     ...
2438 tcp        0      0 192.168.1.141:7         192.168.1.2:34626       FIN_WAIT2
2439 \end{verbatim}
2440 cioè essa è andata nello stato \texttt{FIN\_WAIT2}, che indica l'avvenuta
2441 emissione del segmento FIN, mentre sul client otterremo che essa è andata
2442 nello stato \texttt{CLOSE\_WAIT}:
2443 \begin{verbatim}
2444 [root@gont gapil]# netstat -ant
2445 Active Internet connections (servers and established)
2446 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State
2447 ...      ...    ... ...                     ...                     ...
2448 tcp        1      0 192.168.1.2:34582       192.168.1.141:7         CLOSE_WAIT 
2449 \end{verbatim}
2450
2451 Il problema è che in questo momento il client è bloccato dentro la funzione
2452 \texttt{ClientEcho} nella chiamata a \func{fgets}, e sta attendendo dell'input
2453 dal terminale, per cui non è in grado di accorgersi di nulla. Solo quando
2454 inseriremo la seconda riga il comando uscirà da \func{fgets} e proverà a
2455 scriverla sul socket. Questo comporta la generazione degli ultimi due
2456 pacchetti riportati da \cmd{tcpdump}: il primo, inviato dal client contenente
2457 i 25 caratteri della riga appena letta, e ad esso la macchina server
2458 risponderà, non essendoci più niente in ascolto sulla porta 7, con un segmento
2459 di RST, contraddistinto dalla lettera \texttt{R}, che causa la conclusione
2460 definitiva della connessione anche nel client, dove non comparirà più
2461 nell'output di \cmd{netstat}.
2462
2463 Come abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term} e come vedremo più
2464 avanti in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown} la chiusura di un solo capo di un socket
2465 è una operazione lecita, per cui la nostra scrittura avrà comunque successo
2466 (come si può constatare lanciando usando \cmd{strace}\footnote{il comando
2467   \cmd{strace} è un comando di debug molto utile che prende come argomento un
2468   altro comando e ne stampa a video tutte le invocazioni di una system call,
2469   coi relativi argomenti e valori di ritorno, per cui usandolo in questo
2470   contesto potremo verificare che effettivamente la \func{write} ha scritto la
2471   riga, che in effetti è stata pure trasmessa via rete.}), in quanto il nostro
2472 programma non ha a questo punto alcun modo di sapere che dall'altra parte non
2473 c'è più nessuno processo in grado di leggere quanto scriverà. Questo sarà
2474 chiaro solo dopo il tentativo di scrittura, e la ricezione del segmento RST di
2475 risposta che indica che dall'altra parte non si è semplicemente chiuso un capo
2476 del socket, ma è completamente terminato il programma.
2477
2478 Per questo motivo il nostro client proseguirà leggendo dal socket, e dato che
2479 questo è stato chiuso avremo che, come spiegato in
2480 sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}, la funzione \func{read} ritorna normalmente con
2481 un valore nullo. Questo comporta che la seguente chiamata a \func{fputs} non
2482 ha effetto (viene stampata una stringa nulla) ed il client si blocca di nuovo
2483 nella successiva chiamata a \func{fgets}. Per questo diventa possibile
2484 inserire una terza riga e solo dopo averlo fatto si avrà la terminazione del
2485 programma.
2486
2487 Per capire come questa avvenga comunque, non avendo inserito nel codice nessun
2488 controllo di errore, occorre ricordare che, a parte la bidirezionalità del
2489 flusso dei dati, dal punto di vista del funzionamento nei confronti delle
2490 funzioni di lettura e scrittura, i socket sono del tutto analoghi a delle
2491 pipe. Allora, da quanto illustrato in sez.~\ref{sec:ipc_pipes}, sappiamo che
2492 tutte le volte che si cerca di scrivere su una pipe il cui altro capo non è
2493 aperto il lettura il processo riceve un segnale di \signal{SIGPIPE}, e questo è
2494 esattamente quello che avviene in questo caso, e siccome non abbiamo un
2495 gestore per questo segnale, viene eseguita l'azione preimpostata, che è quella
2496 di terminare il processo.
2497
2498 Per gestire in maniera più corretta questo tipo di evento dovremo allora
2499 modificare il nostro client perché sia in grado di trattare le varie tipologie
2500 di errore, per questo dovremo riscrivere la funzione \func{ClientEcho}, in
2501 modo da controllare gli stati di uscita delle varie chiamate. Si è riportata
2502 la nuova versione della funzione in fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho_second}.
2503
2504 \begin{figure}[!htbp]
2505   \footnotesize \centering
2506   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2507     \includecodesample{listati/ClientEcho_second.c}
2508   \end{minipage} 
2509   \normalsize
2510   \caption{La sezione nel codice della seconda versione della funzione
2511     \func{ClientEcho} usata dal client per il servizio \textit{echo}
2512     modificata per tener conto degli eventuali errori.}
2513   \label{fig:TCP_ClientEcho_second}
2514 \end{figure}
2515
2516 Come si può vedere in questo caso si controlla il valore di ritorno di tutte
2517 le funzioni, ed inoltre si verifica la presenza di un eventuale end of file in
2518 caso di lettura. Con questa modifica il nostro client echo diventa in grado di
2519 accorgersi della chiusura del socket da parte del server, per cui ripetendo la
2520 sequenza di operazioni precedenti stavolta otterremo che:
2521 \begin{verbatim}
2522 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
2523 Prima riga
2524 Prima riga
2525 Seconda riga dopo il C-c
2526 EOF sul socket
2527 \end{verbatim}%$
2528 ma di nuovo si tenga presente che non c'è modo di accorgersi della chiusura
2529 del socket fin quando non si esegue la scrittura della seconda riga; il
2530 protocollo infatti prevede che ci debba essere una scrittura prima di ricevere
2531 un RST che confermi la chiusura del file, e solo alle successive scritture si
2532 potrà ottenere un errore.
2533
2534 Questa caratteristica dei socket ci mette di fronte ad un altro problema
2535 relativo al nostro client, e che cioè esso non è in grado di accorgersi di
2536 nulla fintanto che è bloccato nella lettura del terminale fatta con
2537 \func{gets}. In questo caso il problema è minimo, ma esso riemergerà più
2538 avanti, ed è quello che si deve affrontare tutte le volte quando si ha a che
2539 fare con la necessità di lavorare con più descrittori, nel qual caso diventa
2540 si pone la questione di come fare a non restare bloccati su un socket quando
2541 altri potrebbero essere liberi. Vedremo come affrontare questa problematica in
2542 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
2543  
2544
2545 \subsection{Altri scenari di terminazione della connessione}
2546 \label{sec:TCP_conn_crash}
2547
2548 La terminazione del server è solo uno dei possibili scenari di terminazione
2549 della connessione, un altro caso è ad esempio quello in cui si ha un crollo
2550 della rete, cosa che potremo simulare facilmente staccando il cavo di rete.
2551 Un'altra condizione è quella di un blocco della macchina completo della su cui
2552 gira il server che deve essere riavviata, cosa che potremo simulare sia
2553 premendo il bottone di reset,\footnote{un normale shutdown non va bene; in tal
2554   caso infatti il sistema provvede a terminare tutti i processi, per cui la
2555   situazione sarebbe sostanzialmente identica alla precedente.} che, in
2556 maniera più gentile, riavviando la macchina dopo aver interrotto la
2557 connessione di rete.
2558
2559 Cominciamo ad analizzare il primo caso, il crollo della rete. Ripetiamo la
2560 nostra sessione di lavoro precedente, lanciamo il client, scriviamo una prima
2561 riga, poi stacchiamo il cavo e scriviamo una seconda riga. Il risultato che
2562 otterremo è:
2563 \begin{verbatim}
2564 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
2565 Prima riga
2566 Prima riga
2567 Seconda riga dopo l'interruzione
2568 Errore in lettura: No route to host
2569 \end{verbatim}%$
2570
2571 Quello che succede in questo è che il programma, dopo aver scritto la seconda
2572 riga, resta bloccato per un tempo molto lungo, prima di dare l'errore
2573 \errcode{EHOSTUNREACH}.  Se andiamo ad osservare con \cmd{strace} cosa accade
2574 nel periodo in cui il programma è bloccato vedremo che stavolta, a differenza
2575 del caso precedente, il programma è bloccato nella lettura dal socket.
2576
2577 Se poi, come nel caso precedente, usiamo l'accortezza di analizzare il
2578 traffico di rete fra client e server con \cmd{tcpdump}, otterremo il seguente
2579 risultato:
2580 \begin{verbatim}
2581 [root@gont sources]# tcpdump src 192.168.1.141 or dst 192.168.1.141 -N -t
2582 tcpdump: listening on eth0
2583 gont.34685 > anarres.echo: S 1943495663:1943495663(0) win 5840
2584 anarres.echo > gont.34685: S 1215783131:1215783131(0) ack 1943495664 win 5792 
2585 gont.34685 > anarres.echo: . ack 1 win 5840
2586 gont.34685 > anarres.echo: P 1:12(11) ack 1 win 5840 
2587 anarres.echo > gont.34685: . ack 12 win 5792 
2588 anarres.echo > gont.34685: P 1:12(11) ack 12 win 5792 
2589 gont.34685 > anarres.echo: . ack 12 win 5840 
2590 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2591 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2592 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2593 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2594 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2595 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2596 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2597 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2598 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2599 arp who-has anarres tell gont
2600 arp who-has anarres tell gont
2601 arp who-has anarres tell gont
2602 arp who-has anarres tell gont
2603 arp who-has anarres tell gont
2604 arp who-has anarres tell gont
2605 ...
2606 \end{verbatim}
2607
2608 In questo caso l'andamento dei primi sette pacchetti è esattamente lo stesso
2609 di prima. Solo che stavolta, non appena inviata la seconda riga, il programma
2610 si bloccherà nella successiva chiamata a \func{read}, non ottenendo nessuna
2611 risposta. Quello che succede è che nel frattempo il kernel provvede, come
2612 richiesto dal protocollo TCP, a tentare la ritrasmissione della nostra riga un
2613 certo numero di volte, con tempi di attesa crescente fra un tentativo ed il
2614 successivo, per tentare di ristabilire la connessione.
2615
2616 Il risultato finale qui dipende dall'implementazione dello stack TCP, e nel
2617 caso di Linux anche dall'impostazione di alcuni dei parametri di sistema che
2618 si trovano in \file{/proc/sys/net/ipv4}, che ne controllano il comportamento:
2619 in questo caso in particolare da
2620 \sysctlrelfile{net/ipv4}{tcp\_retries2} (vedi
2621 sez.~\ref{sec:sock_ipv4_sysctl}). Questo parametro infatti specifica il numero
2622 di volte che deve essere ritentata la ritrasmissione di un pacchetto nel mezzo
2623 di una connessione prima di riportare un errore di timeout.  Il valore
2624 preimpostato è pari a 15, il che comporterebbe 15 tentativi di ritrasmissione,
2625 ma nel nostro caso le cose sono andate diversamente, dato che le
2626 ritrasmissioni registrate da \cmd{tcpdump} sono solo 8; inoltre l'errore
2627 riportato all'uscita del client non è stato \errcode{ETIMEDOUT}, come dovrebbe
2628 essere in questo caso, ma \errcode{EHOSTUNREACH}.
2629
2630 Per capire l'accaduto continuiamo ad analizzare l'output di \cmd{tcpdump}:
2631 esso ci mostra che a un certo punto i tentativi di ritrasmissione del
2632 pacchetto sono cessati, per essere sostituiti da una serie di richieste di
2633 protocollo ARP in cui il client richiede l'indirizzo del server.
2634
2635 Come abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:net_tcpip_general} ARP è il protocollo
2636 che si incarica di trovare le corrispondenze fra indirizzo IP e indirizzo
2637 hardware sulla scheda di rete. È evidente allora che nel nostro caso, essendo
2638 client e server sulla stessa rete, è scaduta la voce nella \textit{ARP
2639   cache}\footnote{la \textit{ARP cache} è una tabella mantenuta internamente
2640   dal kernel che contiene tutte le corrispondenze fra indirizzi IP e indirizzi
2641   fisici, ottenute appunto attraverso il protocollo ARP; le voci della tabella
2642   hanno un tempo di vita limitato, passato il quale scadono e devono essere
2643   nuovamente richieste.} relativa ad \texttt{anarres}, ed il nostro client ha
2644 iniziato ad effettuare richieste ARP sulla rete per sapere l'IP di
2645 quest'ultimo, che essendo scollegato non poteva rispondere. Anche per questo
2646 tipo di richieste esiste un timeout, per cui dopo un certo numero di tentativi
2647 il meccanismo si è interrotto, e l'errore riportato al programma a questo
2648 punto è stato \errcode{EHOSTUNREACH}, in quanto non si era più in grado di
2649 contattare il server.
2650
2651 Un altro errore possibile in questo tipo di situazione, che si può avere
2652 quando la macchina è su una rete remota, è \errcode{ENETUNREACH}; esso viene
2653 riportato alla ricezione di un pacchetto ICMP di \textit{destination
2654   unreachable} da parte del router che individua l'interruzione della
2655 connessione. Di nuovo anche qui il risultato finale dipende da quale è il
2656 meccanismo più veloce ad accorgersi del problema.
2657
2658 Se però agiamo sui parametri del kernel, e scriviamo in \file{tcp\_retries2}
2659 un valore di tentativi più basso, possiamo evitare la scadenza della
2660 \textit{ARP cache} e vedere cosa succede. Così se ad esempio richiediamo 4
2661 tentativi di ritrasmissione, l'analisi di \cmd{tcpdump} ci riporterà il
2662 seguente scambio di pacchetti:
2663 \begin{verbatim}
2664 [root@gont gapil]# tcpdump src 192.168.1.141 or dst 192.168.1.141 -N -t
2665 tcpdump: listening on eth0
2666 gont.34752 > anarres.echo: S 3646972152:3646972152(0) win 5840
2667 anarres.echo > gont.34752: S 2735190336:2735190336(0) ack 3646972153 win 5792 
2668 gont.34752 > anarres.echo: . ack 1 win 5840 
2669 gont.34752 > anarres.echo: P 1:12(11) ack 1 win 5840
2670 anarres.echo > gont.34752: . ack 12 win 5792 
2671 anarres.echo > gont.34752: P 1:12(11) ack 12 win 5792 
2672 gont.34752 > anarres.echo: . ack 12 win 5840 
2673 gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2674 gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2675 gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2676 gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2677 gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2678 \end{verbatim}
2679 e come si vede in questo caso i tentativi di ritrasmissione del pacchetto
2680 iniziale sono proprio 4 (per un totale di 5 voci con quello trasmesso la prima
2681 volta), ed in effetti, dopo un tempo molto più breve rispetto a prima ed in
2682 corrispondenza dell'invio dell'ultimo tentativo, quello che otterremo come
2683 errore all'uscita del client sarà diverso, e cioè:
2684 \begin{verbatim}
2685 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
2686 Prima riga
2687 Prima riga
2688 Seconda riga dopo l'interruzione
2689 Errore in lettura: Connection timed out
2690 \end{verbatim}%$
2691 che corrisponde appunto, come ci aspettavamo, alla ricezione di un
2692 \errcode{ETIMEDOUT}.
2693
2694 Analizziamo ora il secondo scenario, in cui si ha un crollo della macchina che
2695 fa da server. Al solito lanciamo il nostro client, scriviamo una prima riga
2696 per verificare che sia tutto a posto, poi stacchiamo il cavo e riavviamo il
2697 server. A questo punto, ritornato attivo il server, scriviamo una seconda
2698 riga. Quello che otterremo in questo caso è:
2699 \begin{verbatim}
2700 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
2701 Prima riga
2702 Prima riga
2703 Seconda riga dopo l'interruzione
2704 Errore in lettura Connection reset by peer
2705 \end{verbatim}%$
2706 e l'errore ricevuti da \func{read} stavolta è \errcode{ECONNRESET}. Se al
2707 solito riportiamo l'analisi dei pacchetti effettuata con \cmd{tcpdump},
2708 avremo:
2709 \begin{verbatim}
2710 [root@gont gapil]# tcpdump src 192.168.1.141 or dst 192.168.1.141 -N -t
2711 tcpdump: listening on eth0
2712 gont.34756 > anarres.echo: S 904864257:904864257(0) win 5840 
2713 anarres.echo > gont.34756: S 4254564871:4254564871(0) ack 904864258 win 5792
2714 gont.34756 > anarres.echo: . ack 1 win 5840 
2715 gont.34756 > anarres.echo: P 1:12(11) ack 1 win 5840
2716 anarres.echo > gont.34756: . ack 12 win 5792 
2717 anarres.echo > gont.34756: P 1:12(11) ack 12 win 5792
2718 gont.34756 > anarres.echo: . ack 12 win 5840 
2719 gont.34756 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840
2720 anarres.echo > gont.34756: R 4254564883:4254564883(0) win 0 
2721 \end{verbatim}
2722
2723 Ancora una volta i primi sette pacchetti sono gli stessi; ma in questo caso
2724 quello che succede dopo lo scambio iniziale è che, non avendo inviato nulla
2725 durante il periodo in cui si è riavviato il server, il client è del tutto
2726 ignaro dell'accaduto per cui quando effettuerà una scrittura, dato che la
2727 macchina server è stata riavviata e che tutti gli stati relativi alle
2728 precedenti connessioni sono completamente persi, anche in presenza di una
2729 nuova istanza del server echo non sarà possibile consegnare i dati in arrivo,
2730 per cui alla loro ricezione il kernel risponderà con un segmento di RST.
2731
2732 Il client da parte sua, dato che neanche in questo caso non è stato emesso un
2733 FIN, dopo aver scritto verrà bloccato nella successiva chiamata a \func{read},
2734 che però adesso ritornerà immediatamente alla ricezione del segmento RST,
2735 riportando appunto come errore \errcode{ECONNRESET}. Occorre precisare che se
2736 si vuole che il client sia in grado di accorgersi del crollo del server anche
2737 quando non sta effettuando uno scambio di dati, è possibile usare una
2738 impostazione speciale del socket (ci torneremo in
2739 sez.~\ref{sec:sock_generic_options}) che provvede all'esecuzione di questo
2740 controllo.
2741
2742
2743 \section{L'uso dell'I/O multiplexing}
2744 \label{sec:TCP_sock_multiplexing}
2745
2746 Affronteremo in questa sezione l'utilizzo dell'I/O multiplexing, affrontato in
2747 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}, nell'ambito delle applicazioni di rete. Già
2748 in sez.~\ref{sec:TCP_server_crash} era emerso il problema relativo al client
2749 del servizio echo che non era in grado di accorgersi della terminazione
2750 precoce del server, essendo bloccato nella lettura dei dati immessi da
2751 tastiera.
2752
2753 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_multiplexing} quali sono le funzionalità
2754 del sistema che ci permettono di tenere sotto controllo più file descriptor in
2755 contemporanea; in quella occasione non abbiamo fatto esempi, in quanto quando
2756 si tratta con file normali questa tipologia di I/O normalmente non viene
2757 usata, è invece un caso tipico delle applicazioni di rete quello di dover
2758 gestire varie connessioni da cui possono arrivare dati comuni in maniera
2759 asincrona, per cui riprenderemo l'argomento in questa sezione.
2760
2761
2762 \subsection{Il comportamento della funzione \func{select} con i socket.}
2763 \label{sec:TCP_sock_select}
2764
2765 Iniziamo con la prima delle funzioni usate per l'I/O multiplexing,
2766 \func{select}; il suo funzionamento è già stato descritto in dettaglio in
2767 sez.~\ref{sec:file_multiplexing} e non staremo a ripetere quanto detto lì; 
2768 sappiamo che la funzione ritorna quando uno o più dei file descriptor messi
2769 sotto controllo è pronto per la relativa operazione.
2770
2771 In quell'occasione non abbiamo però definito cosa si intende per pronto,
2772 infatti per dei normali file, o anche per delle pipe, la condizione di essere
2773 pronti per la lettura o la scrittura è ovvia; invece lo è molto meno nel caso
2774 dei socket, visto che possono intervenire tutte una serie di possibili
2775 condizioni di errore dovute alla rete. Occorre allora specificare chiaramente
2776 quali sono le condizioni per cui un socket risulta essere ``\textsl{pronto}''
2777 quando viene passato come membro di uno dei tre \itindex{file~descriptor~set}
2778 \textit{file descriptor set} usati da \func{select}.
2779
2780 Le condizioni che fanno si che la funzione \func{select} ritorni segnalando
2781 che un socket (che sarà riportato nel primo insieme di file descriptor) è
2782 pronto per la lettura sono le seguenti:
2783 \begin{itemize*}
2784 \item nel buffer di ricezione del socket sono arrivati dei dati in quantità
2785   sufficiente a superare il valore di una \textsl{soglia di basso livello} (il
2786   cosiddetto \textit{low watermark}). Questo valore è espresso in numero di
2787   byte e può essere impostato con l'opzione del socket \const{SO\_RCVLOWAT}
2788   (tratteremo l'uso di questa opzione in sez.~\ref{sec:sock_generic_options});
2789   il suo valore di default è 1 per i socket TCP e UDP. In questo caso una
2790   operazione di lettura avrà successo e leggerà un numero di byte maggiore di
2791   zero.
2792 \item il lato in lettura della connessione è stato chiuso; si è cioè ricevuto
2793   un segmento FIN (si ricordi quanto illustrato in
2794   sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}) sulla connessione. In questo caso una
2795   operazione di lettura avrà successo, ma non risulteranno presenti dati (in
2796   sostanza \func{read} ritornerà con un valore nullo) per indicare la
2797   condizione di end-of-file.
2798 \item c'è stato un errore sul socket. In questo caso una operazione di lettura
2799   non si bloccherà ma restituirà una condizione di errore (ad esempio
2800   \func{read} restituirà -1) e imposterà la variabile \var{errno} al relativo
2801   valore. Vedremo in sez.~\ref{sec:sock_generic_options} come sia possibile
2802   estrarre e cancellare gli errori pendenti su un socket senza usare
2803   \func{read} usando l'opzione \const{SO\_ERROR}.
2804 \item quando si sta utilizzando un \textit{listening socket} ed ci sono delle
2805   connessioni completate. In questo caso la funzione \func{accept} non si
2806   bloccherà.\footnote{in realtà questo non è sempre vero, come accennato in
2807     sez.~\ref{sec:TCP_conn_early_abort} una connessione può essere abortita
2808     dalla ricezione di un segmento RST una volta che è stata completata,
2809     allora se questo avviene dopo che \func{select} è ritornata, ma prima
2810     della chiamata ad \func{accept}, quest'ultima, in assenza di altre
2811     connessioni, potrà bloccarsi.}
2812 \end{itemize*}
2813
2814 Le condizioni che fanno si che la funzione \func{select} ritorni segnalando
2815 che un socket (che sarà riportato nel secondo insieme di file descriptor) è
2816 pronto per la scrittura sono le seguenti:
2817 \begin{itemize*}
2818 \item nel buffer di invio è disponibile una quantità di spazio superiore al
2819   valore della \textsl{soglia di basso livello} in scrittura ed inoltre o il
2820   socket è già connesso o non necessita (ad esempio è UDP) di connessione.  Il
2821   valore della soglia è espresso in numero di byte e può essere impostato con
2822   l'opzione del socket \const{SO\_SNDLOWAT} (trattata in
2823   sez.~\ref{sec:sock_generic_options}); il suo valore di default è 2048 per i
2824   socket TCP e UDP. In questo caso una operazione di scrittura non si
2825   bloccherà e restituirà un valore positivo pari al numero di byte accettati
2826   dal livello di trasporto.
2827 \item il lato in scrittura della connessione è stato chiuso. In questo caso
2828   una operazione di scrittura sul socket genererà il segnale \signal{SIGPIPE}.
2829 \item c'è stato un errore sul socket. In questo caso una operazione di
2830   scrittura non si bloccherà ma restituirà una condizione di errore ed
2831   imposterà opportunamente la variabile \var{errno}. Vedremo in
2832   sez.~\ref{sec:sock_generic_options} come sia possibile estrarre e cancellare
2833   errori pendenti su un socket usando l'opzione \const{SO\_ERROR}.
2834 \end{itemize*}
2835
2836 Infine c'è una sola condizione che fa si che \func{select} ritorni segnalando
2837 che un socket (che sarà riportato nel terzo insieme di file descriptor) ha una
2838 condizione di eccezione pendente, e cioè la ricezione sul socket di
2839 \textsl{dati urgenti} (o \itindex{out-of-band} \textit{out-of-band}), una
2840 caratteristica specifica dei socket TCP su cui torneremo in
2841 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}.
2842
2843 Si noti come nel caso della lettura \func{select} si applichi anche ad
2844 operazioni che non hanno nulla a che fare con l'I/O di dati come il
2845 riconoscimento della presenza di connessioni pronte, in modo da consentire
2846 anche l'utilizzo di \func{accept} in modalità non bloccante. Si noti infine
2847 come in caso di errore un socket venga sempre riportato come pronto sia per la
2848 lettura che per la scrittura.
2849
2850 Lo scopo dei due valori di soglia per i buffer di ricezione e di invio è
2851 quello di consentire maggiore flessibilità nell'uso di \func{select} da parte
2852 dei programmi, se infatti si sa che una applicazione non è in grado di fare
2853 niente fintanto che non può ricevere o inviare una certa quantità di dati, si
2854 possono utilizzare questi valori per far si che \func{select} ritorni solo
2855 quando c'è la certezza di avere dati a sufficienza.\footnote{questo tipo di
2856   controllo è utile di norma solo per la lettura, in quanto in genere le
2857   operazioni di scrittura sono già controllate dall'applicazione, che sa
2858   sempre quanti dati invia, mentre non è detto possa conoscere la quantità di
2859   dati in ricezione; per cui, nella situazione in cui si conosce almeno un
2860   valore minimo, per evitare la penalizzazione dovuta alla ripetizione delle
2861   operazioni di lettura per accumulare dati sufficienti, si può lasciare al
2862   kernel il compito di impostare un minimo al di sotto del quale il socket,
2863   pur avendo disponibili dei dati, non viene dato per pronto in lettura.}
2864
2865
2866
2867 \subsection{Un esempio di I/O multiplexing}
2868 \label{sec:TCP_multiplex_example}
2869
2870 Abbiamo incontrato la problematica tipica che conduce all'uso dell'I/O
2871 multiplexing nella nostra analisi degli errori in
2872 sez.~\ref{sec:TCP_conn_early_abort}, quando il nostro client non era in grado
2873 di rendersi conto di errori sulla connessione essendo impegnato nella attesa
2874 di dati in ingresso dallo standard input.
2875
2876 In questo caso il problema è quello di dover tenere sotto controllo due
2877 diversi file descriptor, lo standard input, da cui viene letto il testo che
2878 vogliamo inviare al server, e il socket connesso con il server su cui detto
2879 testo sarà scritto e dal quale poi si vorrà ricevere la risposta. L'uso
2880 dell'I/O multiplexing consente di tenere sotto controllo entrambi, senza
2881 restare bloccati.
2882
2883 Nel nostro caso quello che ci interessa è non essere bloccati in lettura sullo
2884 standard input in caso di errori sulla connessione o chiusura della stessa da
2885 parte del server. Entrambi questi casi possono essere rilevati usando
2886 \func{select}, per quanto detto in sez.~\ref{sec:TCP_sock_select}, mettendo
2887 sotto osservazione i file descriptor per la condizione di essere pronti in
2888 lettura: sia infatti che si ricevano dati, che la connessione sia chiusa
2889 regolarmente (con la ricezione di un segmento FIN) che si riceva una
2890 condizione di errore (con un segmento RST) il socket connesso sarà pronto in
2891 lettura (nell'ultimo caso anche in scrittura, ma questo non è necessario ai
2892 nostri scopi).
2893
2894 \begin{figure}[!htbp]
2895   \footnotesize \centering
2896   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2897     \includecodesample{listati/ClientEcho_third.c}
2898   \end{minipage} 
2899   \normalsize
2900   \caption{La sezione nel codice della terza versione della funzione
2901     \func{ClientEcho} usata dal client per il servizio \textit{echo}
2902     modificata per l'uso di \func{select}.}
2903   \label{fig:TCP_ClientEcho_third}
2904 \end{figure}
2905
2906 Riprendiamo allora il codice del client, modificandolo per l'uso di
2907 \func{select}. Quello che dobbiamo modificare è la funzione \func{ClientEcho}
2908 di fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho_second}, dato che tutto il resto, che riguarda
2909 le modalità in cui viene stabilita la connessione con il server, resta
2910 assolutamente identico. La nostra nuova versione di \func{ClientEcho}, la
2911 terza della serie, è riportata in fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho_third}, il
2912 codice completo si trova nel file \file{TCP\_echo\_third.c} dei sorgenti
2913 allegati alla guida.
2914
2915 In questo caso la funzione comincia (\texttt{\small 8--9}) con l'azzeramento
2916 del \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set} \var{fset} e
2917 l'impostazione del valore \var{maxfd}, da passare a \func{select} come massimo
2918 per il numero di file descriptor. Per determinare quest'ultimo si usa la macro
2919 \code{max} definita nel nostro file \file{macro.h} che raccoglie una
2920 collezione di macro di preprocessore di varia utilità.
2921
2922 La funzione prosegue poi (\texttt{\small 10--41}) con il ciclo principale, che
2923 viene ripetuto indefinitamente. Per ogni ciclo si reinizializza
2924 (\texttt{\small 11--12}) il \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
2925   descriptor set}, impostando i valori per il file descriptor associato al
2926 socket \var{socket} e per lo standard input (il cui valore si recupera con la
2927 funzione \func{fileno}). Questo è necessario in quanto la successiva
2928 (\texttt{\small 13}) chiamata a \func{select} comporta una modifica dei due
2929 bit relativi, che quindi devono essere reimpostati all'inizio di ogni ciclo.
2930
2931 Si noti come la chiamata a \func{select} venga eseguita usando come primo
2932 argomento il valore di \var{maxfd}, precedentemente calcolato, e passando poi
2933 il solo \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set} per il
2934 controllo dell'attività in lettura, negli altri argomenti sono passati tutti
2935 puntatori nulli, non interessando né il controllo delle altre attività, né
2936 l'impostazione di un valore di timeout.
2937
2938 Al ritorno di \func{select} si provvede a controllare quale dei due file
2939 descriptor presenta attività in lettura, cominciando (\texttt{\small 14--24})
2940 con il file descriptor associato allo standard input. In caso di attività
2941 (quando cioè \macro{FD\_ISSET} ritorna una valore diverso da zero) si esegue
2942 (\texttt{\small 15}) una \func{fgets} per leggere gli eventuali dati presenti;
2943 se non ve ne sono (e la funzione restituisce pertanto un puntatore nullo) si
2944 ritorna immediatamente (\texttt{\small 16}) dato che questo significa che si è
2945 chiuso lo standard input e quindi concluso l'utilizzo del client; altrimenti
2946 (\texttt{\small 18--22}) si scrivono i dati appena letti sul socket,
2947 prevedendo una uscita immediata in caso di errore di scrittura.
2948
2949 Controllato lo standard input si passa a controllare (\texttt{\small 25--40})
2950 il socket connesso, in caso di attività (\texttt{\small 26}) si esegue subito
2951 una \func{read} di cui si controlla il valore di ritorno; se questo è negativo
2952 (\texttt{\small 27--30}) si è avuto un errore e pertanto si esce
2953 immediatamente segnalandolo, se è nullo (\texttt{\small 31--34}) significa che
2954 il server ha chiuso la connessione, e di nuovo si esce con stampando prima un
2955 messaggio di avviso, altrimenti (\texttt{\small 35--39}) si effettua la
2956 terminazione della stringa e la si stampa a sullo standard output (uscendo in
2957 caso di errore), per ripetere il ciclo da capo.
2958
2959 Con questo meccanismo il programma invece di essere bloccato in lettura sullo
2960 standard input resta bloccato sulla \func{select}, che ritorna soltanto quando
2961 viene rilevata attività su uno dei due file descriptor posti sotto controllo.
2962 Questo di norma avviene solo quando si è scritto qualcosa sullo standard
2963 input, o quando si riceve dal socket la risposta a quanto si era appena
2964 scritto. Ma adesso il client diventa capace di accorgersi immediatamente della
2965 terminazione del server; in tal caso infatti il server chiuderà il socket
2966 connesso, ed alla ricezione del FIN la funzione \func{select} ritornerà (come
2967 illustrato in sez.~\ref{sec:TCP_sock_select}) segnalando una condizione di end
2968 of file, per cui il nostro client potrà uscire immediatamente.
2969
2970 Riprendiamo la situazione affrontata in sez.~\ref{sec:TCP_server_crash},
2971 terminando il server durante una connessione, in questo caso quello che
2972 otterremo, una volta scritta una prima riga ed interrotto il server con un
2973 \texttt{C-c}, sarà:
2974 \begin{verbatim}
2975 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.1
2976 Prima riga
2977 Prima riga
2978 EOF sul socket
2979 \end{verbatim}%$
2980 dove l'ultima riga compare immediatamente dopo aver interrotto il server. Il
2981 nostro client infatti è in grado di accorgersi immediatamente che il socket
2982 connesso è stato chiuso ed uscire immediatamente.
2983
2984 Veniamo allora agli altri scenari di terminazione anomala visti in
2985 sez.~\ref{sec:TCP_conn_crash}. Il primo di questi è l'interruzione fisica della
2986 connessione; in questo caso avremo un comportamento analogo al precedente, in
2987 cui si scrive una riga e non si riceve risposta dal server e non succede
2988 niente fino a quando non si riceve un errore di \errcode{EHOSTUNREACH} o
2989 \errcode{ETIMEDOUT} a seconda dei casi.
2990
2991 La differenza è che stavolta potremo scrivere più righe dopo l'interruzione,
2992 in quanto il nostro client dopo aver inviato i dati non si bloccherà più nella
2993 lettura dal socket, ma nella \func{select}; per questo potrà accettare
2994 ulteriore dati che scriverà di nuovo sul socket, fintanto che c'è spazio sul
2995 buffer di uscita (ecceduto il quale si bloccherà in scrittura). Si ricordi
2996 infatti che il client non ha modo di determinare se la connessione è attiva o
2997 meno (dato che in molte situazioni reali l'inattività può essere temporanea).
2998 Tra l'altro se si ricollega la rete prima della scadenza del timeout, potremo
2999 anche verificare come tutto quello che si era scritto viene poi effettivamente
3000 trasmesso non appena la connessione ridiventa attiva, per cui otterremo
3001 qualcosa del tipo:
3002 \begin{verbatim}
3003 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.1
3004 Prima riga
3005 Prima riga
3006 Seconda riga dopo l'interruzione
3007 Terza riga
3008 Quarta riga
3009 Seconda riga dopo l'interruzione
3010 Terza riga
3011 Quarta riga
3012 \end{verbatim}
3013 in cui, una volta riconnessa la rete, tutto quello che abbiamo scritto durante
3014 il periodo di disconnessione restituito indietro e stampato immediatamente.
3015
3016 Lo stesso comportamento visto in sez.~\ref{sec:TCP_server_crash} si riottiene
3017 nel caso di un crollo completo della macchina su cui sta il server. In questo
3018 caso di nuovo il client non è in grado di accorgersi di niente dato che si
3019 suppone che il programma server non venga terminato correttamente, ma si
3020 blocchi tutto senza la possibilità di avere l'emissione di un segmento FIN che
3021 segnala la terminazione della connessione. Di nuovo fintanto che la
3022 connessione non si riattiva (con il riavvio della macchina del server) il
3023 client non è in grado di fare altro che accettare dell'input e tentare di
3024 inviarlo. La differenza in questo caso è che non appena la connessione
3025 ridiventa attiva i dati verranno sì trasmessi, ma essendo state perse tutte le
3026 informazioni relative alle precedenti connessioni ai tentativi di scrittura
3027 del client sarà risposto con un segmento RST che provocherà il ritorno di
3028 \func{select} per la ricezione di un errore di \errcode{ECONNRESET}.
3029
3030
3031 \subsection{La funzione \func{shutdown}}
3032 \label{sec:TCP_shutdown}
3033
3034 Come spiegato in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term} il procedimento di chiusura di un
3035 socket TCP prevede che da entrambe le parti venga emesso un segmento FIN. È
3036 pertanto del tutto normale dal punto di vista del protocollo che uno dei due
3037 capi chiuda la connessione, quando l'altro capo la lascia
3038 aperta.\footnote{abbiamo incontrato questa situazione nei vari scenari critici
3039   di sez.~\ref{sec:TCP_echo_critical}.}
3040
3041 È pertanto possibile avere una situazione in cui un capo della connessione non
3042 avendo più nulla da scrivere, possa chiudere il socket, segnalando così
3043 l'avvenuta terminazione della trasmissione (l'altro capo riceverà infatti un
3044 end-of-file in lettura) mentre dall'altra parte si potrà proseguire la
3045 trasmissione dei dati scrivendo sul socket che da quel lato è ancora aperto.
3046 Questa è quella situazione in cui si dice che il socket è \textit{half
3047   closed}.
3048
3049 Il problema che si pone è che se la chiusura del socket è effettuata con la
3050 funzione \func{close}, come spiegato in sez.~\ref{sec:TCP_func_close}, si perde
3051 ogni possibilità di poter rileggere quanto l'altro capo può continuare a
3052 scrivere. Per poter permettere allora di segnalare che si è concluso con la
3053 scrittura, continuando al contempo a leggere quanto può provenire dall'altro
3054 capo del socket si può allora usare la funzione \funcd{shutdown}, il cui
3055 prototipo è:
3056 \begin{prototype}{sys/socket.h}
3057 {int shutdown(int sockfd, int how)}
3058
3059 Chiude un lato della connessione fra due socket.
3060   
3061   \bodydesc{La funzione restituisce zero in caso di successo e -1 per un
3062     errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
3063   \begin{errlist}
3064   \item[\errcode{ENOTSOCK}] il file descriptor non corrisponde a un socket.
3065   \item[\errcode{ENOTCONN}] il socket non è connesso.
3066   \end{errlist}
3067   ed inoltre \errval{EBADF}.}
3068 \end{prototype}
3069
3070 La funzione prende come primo argomento il socket \param{sockfd} su cui si
3071 vuole operare e come secondo argomento un valore intero \param{how} che indica
3072 la modalità di chiusura del socket, quest'ultima può prendere soltanto tre
3073 valori: 
3074 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
3075 \item[\const{SHUT\_RD}] chiude il lato in lettura del socket, non sarà più
3076   possibile leggere dati da esso, tutti gli eventuali dati trasmessi
3077   dall'altro capo del socket saranno automaticamente scartati dal kernel, che,
3078   in caso di socket TCP, provvederà comunque ad inviare i relativi segmenti di
3079   ACK.
3080 \item[\const{SHUT\_WR}] chiude il lato in scrittura del socket, non sarà più
3081   possibile scrivere dati su di esso. Nel caso di socket TCP la chiamata causa
3082   l'emissione di un segmento FIN, secondo la procedura chiamata
3083   \itindex{half-close} \textit{half-close}. Tutti i dati presenti nel buffer
3084   di scrittura prima della chiamata saranno inviati, seguiti dalla sequenza di
3085   chiusura illustrata in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}.
3086 \item[\const{SHUT\_RDWR}] chiude sia il lato in lettura che quello in
3087   scrittura del socket. È equivalente alla chiamata in sequenza con
3088   \const{SHUT\_RD} e \const{SHUT\_WR}.
3089 \end{basedescript}
3090
3091 Ci si può chiedere quale sia l'utilità di avere introdotto \const{SHUT\_RDWR}
3092 quando questa sembra rendere \funcd{shutdown} del tutto equivalente ad una
3093 \func{close}. In realtà non è così, esiste infatti un'altra differenza con
3094 \func{close}, più sottile. Finora infatti non ci siamo presi la briga di
3095 sottolineare in maniera esplicita che, come per i file e le fifo, anche per i
3096 socket possono esserci più riferimenti contemporanei ad uno stesso socket. Per
3097 cui si avrebbe potuto avere l'impressione che sia una corrispondenza univoca
3098 fra un socket ed il file descriptor con cui vi si accede. Questo non è
3099 assolutamente vero, (e lo abbiamo già visto nel codice del server di
3100 fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_first_code}), ed è invece assolutamente normale
3101 che, come per gli altri oggetti, ci possano essere più file descriptor che
3102 fanno riferimento allo stesso socket.
3103
3104 Allora se avviene uno di questi casi quello che succederà è che la chiamata a
3105 \func{close} darà effettivamente avvio alla sequenza di chiusura di un socket
3106 soltanto quando il numero di riferimenti a quest'ultimo diventerà nullo.
3107 Fintanto che ci sono file descriptor che fanno riferimento ad un socket l'uso
3108 di \func{close} si limiterà a deallocare nel processo corrente il file
3109 descriptor utilizzato, ma il socket resterà pienamente accessibile attraverso
3110 tutti gli altri riferimenti. Se torniamo all'esempio originale del server di
3111 fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_first_code} abbiamo infatti che ci sono due
3112 \func{close}, una sul socket connesso nel padre, ed una sul socket in ascolto
3113 nel figlio, ma queste non effettuano nessuna chiusura reale di detti socket,
3114 dato che restano altri riferimenti attivi, uno al socket connesso nel figlio
3115 ed uno a quello in ascolto nel padre.
3116
3117 Questo non avviene affatto se si usa \func{shutdown} con argomento
3118 \const{SHUT\_RDWR} al posto di \func{close}; in questo caso infatti la
3119 chiusura del socket viene effettuata immediatamente, indipendentemente dalla
3120 presenza di altri riferimenti attivi, e pertanto sarà efficace anche per tutti
3121 gli altri file descriptor con cui, nello stesso o in altri processi, si fa
3122 riferimento allo stesso socket.
3123
3124 Il caso più comune di uso di \func{shutdown} è comunque quello della chiusura
3125 del lato in scrittura, per segnalare all'altro capo della connessione che si è
3126 concluso l'invio dei dati, restando comunque in grado di ricevere quanto
3127 questi potrà ancora inviarci. Questo è ad esempio l'uso che ci serve per
3128 rendere finalmente completo il nostro esempio sul servizio \textit{echo}. Il
3129 nostro client infatti presenta ancora un problema, che nell'uso che finora ne
3130 abbiamo fatto non è emerso, ma che ci aspetta dietro l'angolo non appena
3131 usciamo dall'uso interattivo e proviamo ad eseguirlo redirigendo standard
3132 input e standard output. Così se eseguiamo:
3133 \begin{verbatim}
3134 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.1 < ../fileadv.tex  > copia
3135 \end{verbatim}%$
3136 vedremo che il file \texttt{copia} risulta mancare della parte finale.
3137
3138 Per capire cosa avviene in questo caso occorre tenere presente come avviene la
3139 comunicazione via rete; quando redirigiamo lo standard input il nostro client
3140 inizierà a leggere il contenuto del file \texttt{../fileadv.tex} a blocchi di
3141 dimensione massima pari a \texttt{MAXLINE} per poi scriverlo, alla massima
3142 velocità consentitagli dalla rete, sul socket. Dato che la connessione è con
3143 una macchina remota occorre un certo tempo perché i pacchetti vi arrivino,
3144 vengano processati, e poi tornino indietro. Considerando trascurabile il tempo
3145 di processo, questo tempo è quello impiegato nella trasmissione via rete, che
3146 viene detto RTT (dalla denominazione inglese \itindex{Round~Trip~Time}
3147 \textit{Round Trip Time}) ed è quello che viene stimato con l'uso del comando
3148 \cmd{ping}.
3149
3150 A questo punto, se torniamo al codice mostrato in
3151 fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho_third}, possiamo vedere che mentre i pacchetti
3152 sono in transito sulla rete il client continua a leggere e a scrivere fintanto
3153 che il file in ingresso finisce. Però non appena viene ricevuto un end-of-file
3154 in ingresso il nostro client termina. Nel caso interattivo, in cui si
3155 inviavano brevi stringhe una alla volta, c'era sempre il tempo di eseguire la
3156 lettura completa di quanto il server rimandava indietro. In questo caso
3157 invece, quando il client termina, essendo la comunicazione saturata e a piena
3158 velocità, ci saranno ancora pacchetti in transito sulla rete che devono
3159 arrivare al server e poi tornare indietro, ma siccome il client esce
3160 immediatamente dopo la fine del file in ingresso, questi non faranno a tempo a
3161 completare il percorso e verranno persi.
3162
3163 Per evitare questo tipo di problema, invece di uscire una volta completata la
3164 lettura del file in ingresso, occorre usare \func{shutdown} per effettuare la
3165 chiusura del lato in scrittura del socket. In questo modo il client segnalerà
3166 al server la chiusura del flusso dei dati, ma potrà continuare a leggere
3167 quanto il server gli sta ancora inviando indietro, fino a quando anch'esso,
3168 riconosciuta la chiusura del socket in scrittura da parte del client,
3169 effettuerà la chiusura dalla sua parte. Solo alla ricezione della chiusura del
3170 socket da parte del server il client potrà essere sicuro della ricezione di
3171 tutti i dati e della terminazione effettiva della connessione.
3172
3173 \begin{figure}[!htbp]
3174   \footnotesize \centering
3175   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3176     \includecodesample{listati/ClientEcho.c}
3177   \end{minipage} 
3178   \normalsize
3179   \caption{La sezione nel codice della versione finale della funzione
3180     \func{ClientEcho}, che usa \func{shutdown} per una conclusione corretta
3181     della connessione.}
3182   \label{fig:TCP_ClientEcho}
3183 \end{figure}
3184
3185 Si è allora riportato in fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho} la versione finale
3186 della nostra funzione \func{ClientEcho}, in grado di gestire correttamente
3187 l'intero flusso di dati fra client e server. Il codice completo del client,
3188 comprendente la gestione delle opzioni a riga di comando e le istruzioni per
3189 la creazione della connessione, si trova nel file
3190 \texttt{TCP\_echo\_fourth.c}, distribuito coi sorgenti allegati alla guida.
3191
3192 La nuova versione è molto simile alla precedente di
3193 fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho_third}; la prima differenza è l'introduzione
3194 (\texttt{\small 7}) della variabile \var{eof}, inizializzata ad un valore
3195 nullo, che serve a mantenere traccia dell'avvenuta conclusione della lettura
3196 del file in ingresso.
3197
3198 La seconda modifica (\texttt{\small 12--15}) è stata quella di rendere
3199 subordinato ad un valore nullo di \var{eof} l'impostazione del file descriptor
3200 set per l'osservazione dello standard input. Se infatti il valore di \var{eof}
3201 è non nullo significa che si è già raggiunta la fine del file in ingresso ed è
3202 pertanto inutile continuare a tenere sotto controllo lo standard input nella
3203 successiva (\texttt{\small 16}) chiamata a \func{select}.
3204
3205 Le maggiori modifiche rispetto alla precedente versione sono invece nella
3206 gestione (\texttt{\small 18--22}) del caso in cui la lettura con \func{fgets}
3207 restituisce un valore nullo, indice della fine del file. Questa nella
3208 precedente versione causava l'immediato ritorno della funzione; in questo caso
3209 prima (\texttt{\small 19}) si imposta opportunamente \var{eof} ad un valore
3210 non nullo, dopo di che (\texttt{\small 20}) si effettua la chiusura del lato
3211 in scrittura del socket con \func{shutdown}. Infine (\texttt{\small 21}) si
3212 usa la macro \macro{FD\_CLR} per togliere lo standard input dal
3213 \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set}.
3214
3215 In questo modo anche se la lettura del file in ingresso è conclusa, la
3216 funzione non esce dal ciclo principale (\texttt{\small 11--50}), ma continua
3217 ad eseguirlo ripetendo la chiamata a \func{select} per tenere sotto controllo
3218 soltanto il socket connesso, dal quale possono arrivare altri dati, che
3219 saranno letti (\texttt{\small 31}), ed opportunamente trascritti
3220 (\texttt{\small 44--48}) sullo standard output.
3221
3222 Il ritorno della funzione, e la conseguente terminazione normale del client,
3223 viene invece adesso gestito all'interno (\texttt{\small 30--49}) della lettura
3224 dei dati dal socket; se infatti dalla lettura del socket si riceve una
3225 condizione di end-of-file, la si tratterà (\texttt{\small 36--43}) in maniera
3226 diversa a seconda del valore di \var{eof}. Se infatti questa è diversa da zero
3227 (\texttt{\small 37--39}), essendo stata completata la lettura del file in
3228 ingresso, vorrà dire che anche il server ha concluso la trasmissione dei dati
3229 restanti, e si potrà uscire senza errori, altrimenti si stamperà
3230 (\texttt{\small 40--42}) un messaggio di errore per la chiusura precoce della
3231 connessione.
3232
3233
3234 \subsection{Un server basato sull'I/O multiplexing}
3235 \label{sec:TCP_serv_select}
3236
3237 Seguendo di nuovo le orme di Stevens in \cite{UNP1} vediamo ora come con
3238 l'utilizzo dell'I/O multiplexing diventi possibile riscrivere completamente il
3239 nostro server \textit{echo} con una architettura completamente diversa, in
3240 modo da evitare di dover creare un nuovo processo tutte le volte che si ha una
3241 connessione.\footnote{ne faremo comunque una implementazione diversa rispetto
3242   a quella presentata da Stevens in \cite{UNP1}.}
3243
3244 La struttura del nuovo server è illustrata in
3245 fig.~\ref{fig:TCP_echo_multiplex}, in questo caso avremo un solo processo che
3246 ad ogni nuova connessione da parte di un client sul socket in ascolto si
3247 limiterà a registrare l'entrata in uso di un nuovo file descriptor ed
3248 utilizzerà \func{select} per rilevare la presenza di dati in arrivo su tutti i
3249 file descriptor attivi, operando direttamente su ciascuno di essi.
3250
3251 \begin{figure}[!htb]
3252   \centering \includegraphics[width=13cm]{img/TCPechoMult}
3253   \caption{Schema del nuovo server echo basato sull'I/O multiplexing.}
3254   \label{fig:TCP_echo_multiplex}
3255 \end{figure}
3256
3257 La sezione principale del codice del nuovo server è illustrata in
3258 fig.~\ref{fig:TCP_SelectEchod}. Si è tralasciata al solito la gestione delle
3259 opzioni, che è identica alla versione precedente. Resta invariata anche tutta
3260 la parte relativa alla gestione dei segnali, degli errori, e della cessione
3261 dei privilegi, così come è identica la gestione della creazione del socket (si
3262 può fare riferimento al codice già illustrato in
3263 sez.~\ref{sec:TCPsimp_server_main}); al solito il codice completo del server è
3264 disponibile coi sorgenti allegati nel file \texttt{select\_echod.c}.
3265
3266 \begin{figure}[!htbp]
3267   \footnotesize \centering
3268   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3269     \includecodesample{listati/select_echod.c}
3270   \end{minipage} 
3271   \normalsize
3272   \caption{La sezione principale del codice della nuova versione di server
3273     \textit{echo} basati sull'uso della funzione \func{select}.}
3274   \label{fig:TCP_SelectEchod}
3275 \end{figure}
3276
3277 In questo caso, una volta aperto e messo in ascolto il socket, tutto quello
3278 che ci servirà sarà chiamare \func{select} per rilevare la presenza di nuove
3279 connessioni o di dati in arrivo, e processarli immediatamente. Per
3280 implementare lo schema mostrato in fig.~\ref{fig:TCP_echo_multiplex}, il
3281 programma usa una tabella dei socket connessi mantenuta nel vettore
3282 \var{fd\_open} dimensionato al valore di \const{FD\_SETSIZE}, ed una variabile
3283 \var{max\_fd} per registrare il valore più alto dei file descriptor aperti.
3284
3285 Prima di entrare nel ciclo principale (\texttt{\small 6--56}) la nostra
3286 tabella viene inizializzata (\texttt{\small 2}) a zero (valore che
3287 utilizzeremo come indicazione del fatto che il relativo file descriptor non è
3288 aperto), mentre il valore massimo (\texttt{\small 3}) per i file descriptor
3289 aperti viene impostato a quello del socket in ascolto,\footnote{in quanto esso
3290   è l'unico file aperto, oltre i tre standard, e pertanto avrà il valore più
3291   alto.} che verrà anche (\texttt{\small 4}) inserito nella tabella.
3292
3293 La prima sezione (\texttt{\small 7--10}) del ciclo principale esegue la
3294 costruzione del \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set}
3295 \var{fset} in base ai socket connessi in un certo momento; all'inizio ci sarà
3296 soltanto il socket in ascolto, ma nel prosieguo delle operazioni, verranno
3297 utilizzati anche tutti i socket connessi registrati nella tabella
3298 \var{fd\_open}.  Dato che la chiamata di \func{select} modifica il valore del
3299 \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set}, è necessario
3300 ripetere (\texttt{\small 7}) ogni volta il suo azzeramento, per poi procedere
3301 con il ciclo (\texttt{\small 8--10}) in cui si impostano i socket trovati
3302 attivi.
3303
3304 Per far questo si usa la caratteristica dei file descriptor, descritta in
3305 sez.~\ref{sec:file_open}, per cui il kernel associa sempre ad ogni nuovo file
3306 il file descriptor con il valore più basso disponibile. Questo fa sì che si
3307 possa eseguire il ciclo (\texttt{\small 8}) a partire da un valore minimo, che
3308 sarà sempre quello del socket in ascolto, mantenuto in \var{list\_fd}, fino al
3309 valore massimo di \var{max\_fd} che dovremo aver cura di tenere aggiornato.
3310 Dopo di che basterà controllare (\texttt{\small 9}) nella nostra tabella se il
3311 file descriptor è in uso o meno,\footnote{si tenga presente che benché il
3312   kernel assegni sempre il primo valore libero, dato che nelle operazioni i
3313   socket saranno aperti e chiusi in corrispondenza della creazione e
3314   conclusione delle connessioni, si potranno sempre avere dei \textsl{buchi}
3315   nella nostra tabella.} e impostare \var{fset} di conseguenza.
3316
3317 Una volta inizializzato con i socket aperti il nostro \textit{file descriptor
3318   set} potremo chiamare \func{select} per fargli osservare lo stato degli
3319 stessi (in lettura, presumendo che la scrittura sia sempre consentita). Come
3320 per il precedente esempio di sez.~\ref{sec:TCP_child_hand}, essendo questa
3321 l'unica funzione che può bloccarsi, ed essere interrotta da un segnale, la
3322 eseguiremo (\texttt{\small 11--12}) all'interno di un ciclo di \code{while}
3323 che la ripete indefinitamente qualora esca con un errore di \errcode{EINTR}.
3324 Nel caso invece di un errore normale si provvede (\texttt{\small 13--16}) ad
3325 uscire stampando un messaggio di errore.
3326
3327 Se invece la funzione ritorna normalmente avremo in \var{n} il numero di
3328 socket da controllare. Nello specifico si danno due possibili casi diversi per
3329 cui \func{select} può essere ritornata: o si è ricevuta una nuova connessione
3330 ed è pronto il socket in ascolto, sul quale si può eseguire \func{accept} o
3331 c'è attività su uno dei socket connessi, sui quali si può eseguire
3332 \func{read}.
3333
3334 Il primo caso viene trattato immediatamente (\texttt{\small 17--26}): si
3335 controlla (\texttt{\small 17}) che il socket in ascolto sia fra quelli attivi,
3336 nel qual caso anzitutto (\texttt{\small 18}) se ne decrementa il numero in
3337 \var{n}; poi, inizializzata (\texttt{\small 19}) la lunghezza della struttura
3338 degli indirizzi, si esegue \func{accept} per ottenere il nuovo socket connesso
3339 controllando che non ci siano errori (\texttt{\small 20--23}). In questo caso
3340 non c'è più la necessità di controllare per interruzioni dovute a segnali, in
3341 quanto siamo sicuri che \func{accept} non si bloccherà. Per completare la
3342 trattazione occorre a questo punto aggiungere (\texttt{\small 24}) il nuovo
3343 file descriptor alla tabella di quelli connessi, ed inoltre, se è il caso,
3344 aggiornare (\texttt{\small 25}) il valore massimo in \var{max\_fd}.
3345
3346 Una volta controllato l'arrivo di nuove connessioni si passa a verificare se
3347 vi sono dati sui socket connessi, per questo si ripete un ciclo
3348 (\texttt{\small 29--55}) fintanto che il numero di socket attivi \var{n} resta
3349 diverso da zero; in questo modo se l'unico socket con attività era quello
3350 connesso, avendo opportunamente decrementato il contatore, il ciclo verrà
3351 saltato, e si ritornerà immediatamente (ripetuta l'inizializzazione del
3352 \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set} con i nuovi valori
3353 nella tabella) alla chiamata di \func{accept}. Se il socket attivo non è
3354 quello in ascolto, o ce ne sono comunque anche altri, il valore di \var{n} non
3355 sarà nullo ed il controllo sarà eseguito. Prima di entrare nel ciclo comunque
3356 si inizializza (\texttt{\small 28}) il valore della variabile \var{i} che
3357 useremo come indice nella tabella \var{fd\_open} al valore minimo,
3358 corrispondente al file descriptor del socket in ascolto.
3359
3360 Il primo passo (\texttt{\small 30}) nella verifica è incrementare il valore
3361 dell'indice \var{i} per posizionarsi sul primo valore possibile per un file
3362 descriptor associato ad un eventuale socket connesso, dopo di che si controlla
3363 (\texttt{\small 31}) se questo è nella tabella dei socket connessi, chiedendo
3364 la ripetizione del ciclo in caso contrario. Altrimenti si passa a verificare
3365 (\texttt{\small 32}) se il file descriptor corrisponde ad uno di quelli
3366 attivi, e nel caso si esegue (\texttt{\small 33}) una lettura, uscendo con un
3367 messaggio in caso di errore (\texttt{\small 34--38}).
3368
3369 Se (\texttt{\small 39}) il numero di byte letti \var{nread} è nullo si è in
3370 presenza del caso di un \textit{end-of-file}, indice che una connessione che
3371 si è chiusa, che deve essere trattato (\texttt{\small 39--48}) opportunamente.
3372 Il primo passo è chiudere (\texttt{\small 40}) anche il proprio capo del
3373 socket e rimuovere (\texttt{\small 41}) il file descriptor dalla tabella di
3374 quelli aperti, inoltre occorre verificare (\texttt{\small 42}) se il file
3375 descriptor chiuso è quello con il valore più alto, nel qual caso occorre
3376 trovare (\texttt{\small 42--46}) il nuovo massimo, altrimenti (\texttt{\small
3377   47}) si può ripetere il ciclo da capo per esaminare (se ne restano)
3378 ulteriori file descriptor attivi.
3379
3380 Se però è stato chiuso il file descriptor più alto, dato che la scansione dei
3381 file descriptor attivi viene fatta a partire dal valore più basso, questo
3382 significa che siamo anche arrivati alla fine della scansione, per questo
3383 possiamo utilizzare direttamente il valore dell'indice \var{i} con un ciclo
3384 all'indietro (\texttt{\small 43}) che trova il primo valore per cui la tabella
3385 presenta un file descriptor aperto, e lo imposta (\texttt{\small 44}) come
3386 nuovo massimo, per poi tornare (\texttt{\small 44}) al ciclo principale con un
3387 \code{break}, e rieseguire \func{select}.
3388
3389 Se infine si sono effettivamente letti dei dati dal socket (ultimo caso
3390 rimasto) si potrà invocare immediatamente (\texttt{\small 49})
3391 \func{FullWrite} per riscriverli indietro sul socket stesso, avendo cura di
3392 uscire con un messaggio in caso di errore (\texttt{\small 50--53}). Si noti
3393 che nel ciclo si esegue una sola lettura, contrariamente a quanto fatto con la
3394 precedente versione (si riveda il codice di fig.~\ref{fig:TCP_ServEcho_second})
3395 in cui si continuava a leggere fintanto che non si riceveva un
3396 \textit{end-of-file}, questo perché usando l'\textit{I/O multiplexing} non si
3397 vuole essere bloccati in lettura.  L'uso di \func{select} ci permette di
3398 trattare automaticamente anche il caso in cui la \func{read} non è stata in
3399 grado di leggere tutti i dati presenti sul socket, dato che alla iterazione
3400 successiva \func{select} ritornerà immediatamente segnalando l'ulteriore
3401 disponibilità.
3402
3403 Il nostro server comunque soffre di una vulnerabilità per un attacco di tipo
3404 \itindex{Denial~of~Service~(DoS)} \textit{Denial of Service}. Il problema è
3405 che in caso di blocco di una qualunque delle funzioni di I/O, non avendo usato
3406 processi separati, tutto il server si ferma e non risponde più a nessuna
3407 richiesta. Abbiamo scongiurato questa evenienza per l'I/O in ingresso con
3408 l'uso di \func{select}, ma non vale altrettanto per l'I/O in uscita. Il
3409 problema pertanto può sorgere qualora una delle chiamate a \func{write}
3410 effettuate da \func{FullWrite} si blocchi. Con il funzionamento normale questo
3411 non accade in quanto il server si limita a scrivere quanto riceve in ingresso,
3412 ma qualora venga utilizzato un client malevolo che esegua solo scritture e non
3413 legga mai indietro l'\textsl{eco} del server, si potrebbe giungere alla
3414 saturazione del buffer di scrittura, ed al conseguente blocco del server su di
3415 una \func{write}.
3416
3417 Le possibili soluzioni in questo caso sono quelle di ritornare ad eseguire il
3418 ciclo di risposta alle richieste all'interno di processi separati, utilizzare
3419 un timeout per le operazioni di scrittura, o eseguire queste ultime in
3420 modalità non bloccante, concludendo le operazioni qualora non vadano a buon
3421 fine.
3422
3423
3424
3425 \subsection{I/O multiplexing con \func{poll}}
3426 \label{sec:TCP_serv_poll}
3427
3428 Finora abbiamo trattato le problematiche risolubili con l'I/O multiplexing
3429 impiegando la funzione \func{select}; questo è quello che avviene nella
3430 maggior parte dei casi, in quanto essa è nata sotto BSD proprio per affrontare
3431 queste problematiche con i socket.  Abbiamo però visto in
3432 sez.~\ref{sec:file_multiplexing} come la funzione \func{poll} possa costituire
3433 una alternativa a \func{select}, con alcuni vantaggi.\footnote{non soffrendo
3434   delle limitazioni dovute all'uso dei \itindex{file~descriptor~set}
3435   \textit{file descriptor set}.}
3436
3437 Ancora una volta in sez.~\ref{sec:file_poll} abbiamo trattato la funzione in
3438 maniera generica, parlando di file descriptor, ma come per \func{select}
3439 quando si ha a che fare con dei socket il concetto di essere \textsl{pronti}
3440 per l'I/O deve essere specificato nei dettagli, per tener conto delle
3441 condizioni della rete. Inoltre deve essere specificato come viene classificato
3442 il traffico nella suddivisione fra dati normali e prioritari. In generale
3443 pertanto:
3444 \begin{itemize}
3445 \item i dati inviati su un socket vengono considerati traffico normale,
3446   pertanto vengono rilevati alla loro ricezione sull'altro capo da una
3447   selezione effettuata con \const{POLLIN} o \const{POLLRDNORM};
3448 \item i dati urgenti \itindex{out-of-band} \textit{out-of-band} (vedi
3449   sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}) su un socket TCP vengono considerati
3450   traffico prioritario e vengono rilevati da una condizione \const{POLLIN},
3451   \const{POLLPRI} o \const{POLLRDBAND}.
3452 \item la chiusura di una connessione (cioè la ricezione di un segmento FIN)
3453   viene considerato traffico normale, pertanto viene rilevato da una
3454   condizione \const{POLLIN} o \const{POLLRDNORM}, ma una conseguente chiamata
3455   a \func{read} restituirà 0.
3456 \item la disponibilità di spazio sul socket per la scrittura di dati viene
3457   segnalata con una condizione \const{POLLOUT}.
3458 \item quando uno dei due capi del socket chiude un suo lato della connessione
3459   con \func{shutdown} si riceve una condizione di \const{POLLHUP}.
3460 \item la presenza di un errore sul socket (sia dovuta ad un segmento RST che a
3461   timeout) viene considerata traffico normale, ma viene segnalata anche dalla
3462   condizione \const{POLLERR}.
3463 \item la presenza di una nuova connessione su un socket in ascolto può essere
3464   considerata sia traffico normale che prioritario, nel caso di Linux
3465   l'implementazione la classifica come normale.
3466 \end{itemize}
3467
3468 Come esempio dell'uso di \func{poll} proviamo allora a reimplementare il
3469 server \textit{echo} secondo lo schema di fig.~\ref{fig:TCP_echo_multiplex}
3470 usando \func{poll} al posto di \func{select}. In questo caso dovremo fare
3471 qualche modifica, per tenere conto della diversa sintassi delle due funzioni,
3472 ma la struttura del programma resta sostanzialmente la stessa.
3473
3474
3475 \begin{figure}[!htbp]
3476   \footnotesize \centering
3477   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3478     \includecodesample{listati/poll_echod.c}
3479   \end{minipage} 
3480   \normalsize
3481   \caption{La sezione principale del codice della nuova versione di server
3482     \textit{echo} basati sull'uso della funzione \func{poll}.}
3483   \label{fig:TCP_PollEchod}
3484 \end{figure}
3485
3486 In fig.~\ref{fig:TCP_PollEchod} è riportata la sezione principale della nuova
3487 versione del server, la versione completa del codice è riportata nel file
3488 \texttt{poll\_echod.c} dei sorgenti allegati alla guida. Al solito nella
3489 figura si sono tralasciate la gestione delle opzioni, la creazione del socket
3490 in ascolto, la cessione dei privilegi e le operazioni necessarie a far
3491 funzionare il programma come demone, privilegiando la sezione principale del
3492 programma.
3493
3494 Come per il precedente server basato su \func{select} il primo passo
3495 (\texttt{\small 2--8}) è quello di inizializzare le variabili necessarie. Dato
3496 che in questo caso dovremo usare un vettore di strutture occorre anzitutto
3497 (\texttt{\small 2}) allocare la memoria necessaria utilizzando il numero
3498 massimo \var{n} di socket osservabili, che viene impostato attraverso
3499 l'opzione \texttt{-n} ed ha un valore di default di 256. 
3500
3501 Dopo di che si preimposta (\texttt{\small 3}) il valore \var{max\_fd} del file
3502 descriptor aperto con valore più alto a quello del socket in ascolto (al
3503 momento l'unico), e si provvede (\texttt{\small 4--7}) ad inizializzare le
3504 strutture, disabilitando (\texttt{\small 5}) l'osservazione con un valore
3505 negativo del campo \var{fd} ma predisponendo (\texttt{\small 6}) il campo
3506 \var{events} per l'osservazione dei dati normali con \const{POLLRDNORM}.
3507 Infine (\texttt{\small 8}) si attiva l'osservazione del socket in ascolto
3508 inizializzando la corrispondente struttura. Questo metodo comporta, in
3509 modalità interattiva, lo spreco di tre strutture (quelle relative a standard
3510 input, output ed error) che non vengono mai utilizzate in quanto la prima è
3511 sempre quella relativa al socket in ascolto.
3512
3513 Una volta completata l'inizializzazione tutto il lavoro viene svolto
3514 all'interno del ciclo principale \texttt{\small 10--55}) che ha una struttura
3515 sostanzialmente identica a quello usato per il precedente esempio basato su
3516 \func{select}. La prima istruzione (\texttt{\small 11--12}) è quella di
3517 eseguire \func{poll} all'interno di un ciclo che la ripete qualora venisse
3518 interrotta da un segnale, da cui si esce soltanto quando la funzione ritorna,
3519 restituendo nella variabile \var{n} il numero di file descriptor trovati
3520 attivi.  Qualora invece si sia ottenuto un errore si procede (\texttt{\small
3521   13--16}) alla terminazione immediata del processo provvedendo a stampare una
3522 descrizione dello stesso.
3523
3524 Una volta ottenuta dell'attività su un file descriptor si hanno di nuovo due
3525 possibilità. La prima possibilità è che ci sia attività sul socket in ascolto,
3526 indice di una nuova connessione, nel qual caso si controlla (\texttt{\small
3527   17}) se il campo \var{revents} della relativa struttura è attivo; se è così
3528 si provvede (\texttt{\small 18}) a decrementare la variabile \var{n} (che
3529 assume il significato di numero di file descriptor attivi rimasti da
3530 controllare) per poi (\texttt{\small 19--23}) effettuare la chiamata ad
3531 \func{accept}, terminando il processo in caso di errore. Se la chiamata ad