Materuale vario, correzioni e aggiornamenti sulla code di messaggi
[gapil.git] / tcpsock.tex
1 %% tcpsock.tex
2 %%
3 %% Copyright (C) 2000-2014 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
139   \itindex{Maximum~Segment~Size~(MSS)} \textit{Maximum Segment Size}, con
140   questa opzione ciascun capo della connessione annuncia all'altro il massimo
141   ammontare di dati che vorrebbe accettare per ciascun segmento nella
142   connessione corrente. È possibile leggere e scrivere questo valore
143   attraverso l'opzione del socket \const{TCP\_MAXSEG} (vedi
144   sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options}).
145   
146 \item \textit{window scale option}, il protocollo TCP implementa il controllo
147   di flusso attraverso una \itindex{advertised~window} \textit{advertised
148     window} (la ``\textsl{finestra annunciata}'', vedi
149   sez.~\ref{sec:tcp_protocol_xxx}) con la quale ciascun capo della
150   comunicazione dichiara quanto spazio disponibile ha in memoria per i dati.
151   Questo è un numero a 16 bit dell'header, che così può indicare un massimo di
152   65535 byte;\footnote{in Linux il massimo è 32767 per evitare problemi con
153     alcune implementazioni che usano l'aritmetica con segno per implementare
154     lo stack TCP.} ma alcuni tipi di connessione come quelle ad alta velocità
155   (sopra i 45Mbit/sec) e quelle che hanno grandi ritardi nel cammino dei
156   pacchetti (come i satelliti) richiedono una finestra più grande per poter
157   ottenere il massimo dalla trasmissione. Per questo esiste questa opzione che
158   indica un fattore di scala da applicare al valore della
159   \itindex{advertised~window} finestra annunciata\footnote{essendo una nuova
160     opzione per garantire la compatibilità con delle vecchie implementazioni
161     del protocollo la procedura che la attiva prevede come negoziazione che
162     l'altro capo della connessione riconosca esplicitamente l'opzione
163     inserendola anche lui nel suo SYN di risposta dell'apertura della
164     connessione.} per la connessione corrente (espresso come numero di bit cui
165   spostare a sinistra il valore della finestra annunciata inserito nel
166   pacchetto). Con Linux è possibile indicare al kernel di far negoziare il
167   fattore di scala in fase di creazione di una connessione tramite la
168   \textit{sysctl} \itindex{TCP~window~scaling} \texttt{tcp\_window\_scaling}
169   (vedi sez.~\ref{sec:sock_ipv4_sysctl}).\footnote{per poter usare questa
170     funzionalità è comunque necessario ampliare le dimensioni dei buffer di
171     ricezione e spedizione, cosa che può essere fatta sia a livello di sistema
172     con le opportune \textit{sysctl} (vedi sez.~\ref{sec:sock_ipv4_sysctl})
173     che a livello di singoli socket con le relative opzioni (vedi
174     sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options}).}
175
176 \item \textit{timestamp option}, è anche questa una nuova opzione necessaria
177   per le connessioni ad alta velocità per evitare possibili corruzioni di dati
178   dovute a pacchetti perduti che riappaiono; anche questa viene negoziata come
179   la precedente.
180
181 \end{itemize}
182
183 La MSS \itindex{Maximum~Segment~Size~(MSS)} è generalmente supportata da quasi
184 tutte le implementazioni del protocollo, le ultime due opzioni (trattate
185 nell'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc1323.txt}{RFC~1323}) sono meno comuni;
186 vengono anche dette \textit{long fat pipe options} dato che questo è il nome
187 che viene dato alle connessioni caratterizzate da alta velocità o da ritardi
188 elevati. In ogni caso Linux supporta pienamente entrambe le opzioni.
189
190
191 \subsection{La terminazione della connessione}
192 \label{sec:TCP_conn_term}
193
194 Mentre per la creazione di una connessione occorre un interscambio di tre
195 segmenti, la procedura di chiusura ne richiede normalmente quattro. In questo
196 caso la successione degli eventi è la seguente:
197
198 \begin{enumerate}
199 \item Un processo ad uno dei due capi chiama la funzione \func{close}, dando
200   l'avvio a quella che viene chiamata \textsl{chiusura attiva} (o
201   \textit{active close}). Questo comporta l'emissione di un segmento FIN, che
202   serve ad indicare che si è finito con l'invio dei dati sulla connessione.
203   
204 \item L'altro capo della connessione riceve il FIN e dovrà eseguire la
205   \textsl{chiusura passiva} (o \textit{passive close}). Al FIN, come ad ogni
206   altro pacchetto, viene risposto con un ACK, inoltre il ricevimento del FIN
207   viene segnalato al processo che ha aperto il socket (dopo che ogni altro
208   eventuale dato rimasto in coda è stato ricevuto) come un end-of-file sulla
209   lettura: questo perché il ricevimento di un FIN significa che non si
210   riceveranno altri dati sulla connessione.
211   
212 \item Una volta rilevata l'end-of-file anche il secondo processo chiamerà la
213   funzione \func{close} sul proprio socket, causando l'emissione di un altro
214   segmento FIN.
215
216 \item L'altro capo della connessione riceverà il FIN conclusivo e risponderà
217   con un ACK.
218 \end{enumerate}
219
220 Dato che in questo caso sono richiesti un FIN ed un ACK per ciascuna direzione
221 normalmente i segmenti scambiati sono quattro.  Questo non è vero sempre
222 giacché in alcune situazioni il FIN del passo 1) è inviato insieme a dei dati.
223 Inoltre è possibile che i segmenti inviati nei passi 2 e 3 dal capo che
224 effettua la chiusura passiva, siano accorpati in un singolo segmento. In
225 fig.~\ref{fig:TCP_close} si è rappresentato graficamente lo sequenza di
226 scambio dei segmenti che conclude la connessione.
227
228 \begin{figure}[!htb]
229   \centering \includegraphics[width=10cm]{img/tcp_close}  
230   \caption{La chiusura di una connessione TCP.}
231   \label{fig:TCP_close}
232 \end{figure}
233
234 Come per il SYN anche il FIN occupa un byte nel numero di sequenza, per cui
235 l'ACK riporterà un \textit{acknowledge number} incrementato di uno. 
236
237 Si noti che, nella sequenza di chiusura, fra i passi 2 e 3, è in teoria
238 possibile che si mantenga un flusso di dati dal capo della connessione che
239 deve ancora eseguire la chiusura passiva a quello che sta eseguendo la
240 chiusura attiva.  Nella sequenza indicata i dati verrebbero persi, dato che si
241 è chiuso il socket dal lato che esegue la chiusura attiva; esistono tuttavia
242 situazioni in cui si vuole poter sfruttare questa possibilità, usando una
243 procedura che è chiamata \itindex{half-close} \textit{half-close}; torneremo
244 su questo aspetto e su come utilizzarlo in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}, quando
245 parleremo della funzione \func{shutdown}.
246
247 La emissione del FIN avviene quando il socket viene chiuso, questo però non
248 avviene solo per la chiamata esplicita della funzione \func{close}, ma anche
249 alla terminazione di un processo, quando tutti i file vengono chiusi.  Questo
250 comporta ad esempio che se un processo viene terminato da un segnale tutte le
251 connessioni aperte verranno chiuse.
252
253 Infine occorre sottolineare che, benché nella figura (e nell'esempio che
254 vedremo più avanti in sez.~\ref{sec:TCP_echo}) sia stato il client ad eseguire
255 la chiusura attiva, nella realtà questa può essere eseguita da uno qualunque
256 dei due capi della comunicazione (come nell'esempio di
257 fig.~\ref{fig:TCP_daytime_iter_server_code}), e anche se il caso più comune
258 resta quello del client, ci sono alcuni servizi, il principale dei quali è
259 l'HTTP, per i quali è il server ad effettuare la chiusura attiva.
260
261
262 \subsection{Un esempio di connessione}
263 \label{sec:TCP_conn_dia}
264
265 Come abbiamo visto le operazioni del TCP nella creazione e conclusione di una
266 connessione sono piuttosto complesse, ed abbiamo esaminato soltanto quelle
267 relative ad un andamento normale.  In sez.~\ref{sec:TCP_states} vedremo con
268 maggiori dettagli che una connessione può assumere vari stati, che ne
269 caratterizzano il funzionamento, e che sono quelli che vengono riportati dal
270 comando \cmd{netstat}, per ciascun socket TCP aperto, nel campo
271 \textit{State}.
272
273 Non possiamo affrontare qui una descrizione completa del funzionamento del
274 protocollo; un approfondimento sugli aspetti principali si trova in
275 sez.~\ref{sec:tcp_protocol}, ma per una trattazione completa il miglior
276 riferimento resta \cite{TCPIll1}. Qui ci limiteremo a descrivere brevemente un
277 semplice esempio di connessione e le transizioni che avvengono nei due casi
278 appena citati (creazione e terminazione della connessione).
279
280 In assenza di connessione lo stato del TCP è \texttt{CLOSED}; quando una
281 applicazione esegue una apertura attiva il TCP emette un SYN e lo stato
282 diventa \texttt{SYN\_SENT}; quando il TCP riceve la risposta del SYN$+$ACK
283 emette un ACK e passa allo stato \texttt{ESTABLISHED}; questo è lo stato
284 finale in cui avviene la gran parte del trasferimento dei dati.
285
286 Dal lato server in genere invece il passaggio che si opera con l'apertura
287 passiva è quello di portare il socket dallo stato \texttt{CLOSED} allo
288 stato \texttt{LISTEN} in cui vengono accettate le connessioni.
289
290 Dallo stato \texttt{ESTABLISHED} si può uscire in due modi; se un'applicazione
291 chiama la funzione \func{close} prima di aver ricevuto un
292 \textit{end-of-file} (chiusura attiva) la transizione è verso lo stato
293 \texttt{FIN\_WAIT\_1}; se invece l'applicazione riceve un FIN nello stato
294 \texttt{ESTABLISHED} (chiusura passiva) la transizione è verso lo stato
295 \texttt{CLOSE\_WAIT}.
296
297 In fig.~\ref{fig:TCP_conn_example} è riportato lo schema dello scambio dei
298 pacchetti che avviene per una un esempio di connessione, insieme ai vari stati
299 che il protocollo viene ad assumere per i due lati, server e client.
300
301 \begin{figure}[!htb]
302   \centering \includegraphics[width=9cm]{img/tcp_connection}  
303   \caption{Schema dello scambio di pacchetti per un esempio di connessione.}
304   \label{fig:TCP_conn_example}
305 \end{figure}
306
307 La connessione viene iniziata dal client che annuncia una
308 \itindex{Maximum~Segment~Size~(MSS)} MSS di 1460, un valore tipico con Linux
309 per IPv4 su Ethernet, il server risponde con lo stesso valore (ma potrebbe
310 essere anche un valore diverso).
311
312 Una volta che la connessione è stabilita il client scrive al server una
313 richiesta (che assumiamo stare in un singolo segmento, cioè essere minore dei
314 1460 byte annunciati dal server), quest'ultimo riceve la richiesta e
315 restituisce una risposta (che di nuovo supponiamo stare in un singolo
316 segmento). Si noti che l'acknowledge della richiesta è mandato insieme alla
317 risposta: questo viene chiamato \textit{piggybacking} ed avviene tutte le
318 volte che il server è sufficientemente veloce a costruire la risposta; in
319 caso contrario si avrebbe prima l'emissione di un ACK e poi l'invio della
320 risposta.
321
322 Infine si ha lo scambio dei quattro segmenti che terminano la connessione
323 secondo quanto visto in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}; si noti che il capo della
324 connessione che esegue la chiusura attiva entra nello stato
325 \texttt{TIME\_WAIT}, sul cui significato torneremo fra poco.
326
327 È da notare come per effettuare uno scambio di due pacchetti (uno di richiesta
328 e uno di risposta) il TCP necessiti di ulteriori otto segmenti, se invece si
329 fosse usato UDP sarebbero stati sufficienti due soli pacchetti. Questo è il
330 costo che occorre pagare per avere l'affidabilità garantita dal TCP, se si
331 fosse usato UDP si sarebbe dovuto trasferire la gestione di tutta una serie di
332 dettagli (come la verifica della ricezione dei pacchetti) dal livello del
333 trasporto all'interno dell'applicazione.
334
335 Quello che è bene sempre tenere presente è allora quali sono le esigenze che
336 si hanno in una applicazione di rete, perché non è detto che TCP sia la
337 miglior scelta in tutti i casi (ad esempio se si devono solo scambiare dati
338 già organizzati in piccoli pacchetti l'overhead aggiunto può essere eccessivo)
339 per questo esistono applicazioni che usano UDP e lo fanno perché nel caso
340 specifico le sue caratteristiche di velocità e compattezza nello scambio dei
341 dati rispondono meglio alle esigenze che devono essere affrontate.
342
343 \subsection{Lo stato \texttt{TIME\_WAIT}}
344 \label{sec:TCP_time_wait}
345
346 Come riportato da Stevens in \cite{UNP1} lo stato \texttt{TIME\_WAIT} è
347 probabilmente uno degli aspetti meno compresi del protocollo TCP, è infatti
348 comune trovare domande su come sia possibile evitare che un'applicazione resti
349 in questo stato lasciando attiva una connessione ormai conclusa; la risposta è
350 che non deve essere fatto, ed il motivo cercheremo di spiegarlo adesso.
351
352 Come si è visto nell'esempio precedente (vedi fig.~\ref{fig:TCP_conn_example})
353 \texttt{TIME\_WAIT} è lo stato finale in cui il capo di una connessione che
354 esegue la chiusura attiva resta prima di passare alla chiusura definitiva
355 della connessione. Il tempo in cui l'applicazione resta in questo stato deve
356 essere due volte la MSL (\textit{Maximum Segment Lifetime}).
357
358 La MSL è la stima del massimo periodo di tempo che un pacchetto IP può vivere
359 sulla rete; questo tempo è limitato perché ogni pacchetto IP può essere
360 ritrasmesso dai router un numero massimo di volte (detto \textit{hop limit}).
361 Il numero di ritrasmissioni consentito è indicato dal campo TTL dell'header di
362 IP (per maggiori dettagli vedi sez.~\ref{sec:ip_protocol}), e viene
363 decrementato ad ogni passaggio da un router; quando si annulla il pacchetto
364 viene scartato.  Siccome il numero è ad 8 bit il numero massimo di
365 ``\textsl{salti}'' è di 255, pertanto anche se il TTL (da \textit{time to
366   live}) non è propriamente un limite sul tempo di vita, si stima che un
367 pacchetto IP non possa restare nella rete per più di MSL secondi.
368
369 Ogni implementazione del TCP deve scegliere un valore per la MSL
370 (l'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc1122.txt}{RFC~1122} raccomanda 2 minuti,
371 Linux usa 30 secondi), questo comporta una durata dello stato
372 \texttt{TIME\_WAIT} che a seconda delle implementazioni può variare fra 1 a 4
373 minuti.  Lo stato \texttt{TIME\_WAIT} viene utilizzato dal protocollo per due
374 motivi principali:
375 \begin{enumerate}
376 \item implementare in maniera affidabile la terminazione della connessione
377   in entrambe le direzioni.
378 \item consentire l'eliminazione dei segmenti duplicati dalla rete. 
379 \end{enumerate}
380
381 Il punto è che entrambe le ragioni sono importanti, anche se spesso si fa
382 riferimento solo alla prima; ma è solo se si tiene conto della seconda che si
383 capisce il perché della scelta di un tempo pari al doppio della MSL come
384 durata di questo stato.
385
386 Il primo dei due motivi precedenti si può capire tornando a
387 fig.~\ref{fig:TCP_conn_example}: assumendo che l'ultimo ACK della sequenza
388 (quello del capo che ha eseguito la chiusura attiva) venga perso, chi esegue
389 la chiusura passiva non ricevendo risposta rimanderà un ulteriore FIN, per
390 questo motivo chi esegue la chiusura attiva deve mantenere lo stato della
391 connessione per essere in grado di reinviare l'ACK e chiuderla correttamente.
392 Se non fosse così la risposta sarebbe un RST (un altro tipo si segmento) che
393 verrebbe interpretato come un errore.
394
395 Se il TCP deve poter chiudere in maniera pulita entrambe le direzioni della
396 connessione allora deve essere in grado di affrontare la perdita di uno
397 qualunque dei quattro segmenti che costituiscono la chiusura. Per questo
398 motivo un socket deve rimanere attivo nello stato \texttt{TIME\_WAIT} anche
399 dopo l'invio dell'ultimo ACK, per potere essere in grado di gestirne
400 l'eventuale ritrasmissione, in caso esso venga perduto.
401
402 Il secondo motivo è più complesso da capire, e necessita di una spiegazione
403 degli scenari in cui può accadere che i pacchetti TCP si possano perdere nella
404 rete o restare intrappolati, per poi riemergere in un secondo tempo.
405
406 Il caso più comune in cui questo avviene è quello di anomalie
407 nell'instradamento; può accadere cioè che un router smetta di funzionare o che
408 una connessione fra due router si interrompa. In questo caso i protocolli di
409 instradamento dei pacchetti possono impiegare diverso tempo (anche dell'ordine
410 dei minuti) prima di trovare e stabilire un percorso alternativo per i
411 pacchetti. Nel frattempo possono accadere casi in cui un router manda i
412 pacchetti verso un altro e quest'ultimo li rispedisce indietro, o li manda ad
413 un terzo router che li rispedisce al primo, si creano cioè dei circoli (i
414 cosiddetti \textit{routing loop}) in cui restano intrappolati i pacchetti.
415
416 Se uno di questi pacchetti intrappolati è un segmento TCP, chi l'ha inviato,
417 non ricevendo un ACK in risposta, provvederà alla ritrasmissione e se nel
418 frattempo sarà stata stabilita una strada alternativa il pacchetto ritrasmesso
419 giungerà a destinazione.
420
421 Ma se dopo un po' di tempo (che non supera il limite dell'MSL, dato che
422 altrimenti verrebbe ecceduto il TTL) l'anomalia viene a cessare, il circolo di
423 instradamento viene spezzato i pacchetti intrappolati potranno essere inviati
424 alla destinazione finale, con la conseguenza di avere dei pacchetti duplicati;
425 questo è un caso che il TCP deve essere in grado di gestire.
426
427 Allora per capire la seconda ragione per l'esistenza dello stato
428 \texttt{TIME\_WAIT} si consideri il caso seguente: si supponga di avere una
429 connessione fra l'IP \texttt{195.110.112.236} porta 1550 e l'IP
430 \texttt{192.84.145.100} porta 22 (affronteremo il significato delle porte
431 nella prossima sezione), che questa venga chiusa e che poco dopo si
432 ristabilisca la stessa connessione fra gli stessi IP sulle stesse porte
433 (quella che viene detta, essendo gli stessi porte e numeri IP, una nuova
434 \textsl{incarnazione} della connessione precedente); in questo caso ci si
435 potrebbe trovare con dei pacchetti duplicati relativi alla precedente
436 connessione che riappaiono nella nuova.
437
438 Ma fintanto che il socket non è chiuso una nuova incarnazione non può essere
439 creata: per questo un socket TCP resta sempre nello stato \texttt{TIME\_WAIT}
440 per un periodo di 2MSL, in modo da attendere MSL secondi per essere sicuri che
441 tutti i pacchetti duplicati in arrivo siano stati ricevuti (e scartati) o che
442 nel frattempo siano stati eliminati dalla rete, e altri MSL secondi per essere
443 sicuri che lo stesso avvenga per le risposte nella direzione opposta.
444
445 In questo modo, prima che venga creata una nuova connessione, il protocollo
446 TCP si assicura che tutti gli eventuali segmenti residui di una precedente
447 connessione, che potrebbero causare disturbi, siano stati eliminati dalla
448 rete.
449
450
451 \subsection{I numeri di porta}
452 \label{sec:TCP_port_num}
453
454 In un ambiente multitasking in un dato momento più processi devono poter usare
455 sia UDP che TCP, e ci devono poter essere più connessioni in contemporanea.
456 Per poter tenere distinte le diverse connessioni entrambi i protocolli usano i
457 \textsl{numeri di porta}, che fanno parte, come si può vedere in
458 sez.~\ref{sec:sock_sa_ipv4} e sez.~\ref{sec:sock_sa_ipv6} pure delle strutture
459 degli indirizzi del socket.
460
461 Quando un client contatta un server deve poter identificare con quale dei vari
462 possibili server attivi intende parlare. Sia TCP che UDP definiscono un gruppo
463 di \textsl{porte conosciute} (le cosiddette \textit{well-known port}) che
464 identificano una serie di servizi noti (ad esempio la porta 22 identifica il
465 servizio SSH) effettuati da appositi server che rispondono alle connessioni
466 verso tali porte.
467
468 D'altra parte un client non ha necessità di usare un numero di porta
469 specifico, per cui in genere vengono usate le cosiddette \textsl{porte
470   effimere} (o \textit{ephemeral ports}) cioè porte a cui non è assegnato
471 nessun servizio noto e che vengono assegnate automaticamente dal kernel alla
472 creazione della connessione. Queste sono dette effimere in quanto vengono
473 usate solo per la durata della connessione, e l'unico requisito che deve
474 essere soddisfatto è che ognuna di esse sia assegnata in maniera univoca.
475
476 La lista delle porte conosciute è definita
477 dall'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc1700.txt}{RFC~1700} che contiene
478 l'elenco delle porte assegnate dalla IANA (la \textit{Internet Assigned Number
479   Authority}) ma l'elenco viene costantemente aggiornato e pubblicato su
480 internet (una versione aggiornata si può trovare all'indirizzo
481 \url{http://www.iana.org/assignments/port-numbers}); inoltre in un sistema
482 unix-like un analogo elenco viene mantenuto nel file \conffile{/etc/services},
483 con la corrispondenza fra i vari numeri di porta ed il nome simbolico del
484 servizio.  I numeri sono divisi in tre intervalli:
485
486 \begin{enumerate*}
487 \item \textsl{le porte note}. I numeri da 0 a 1023. Queste sono controllate e
488   assegnate dalla IANA. Se è possibile la stessa porta è assegnata allo stesso
489   servizio sia su UDP che su TCP (ad esempio la porta 22 è assegnata a SSH su
490   entrambi i protocolli, anche se viene usata solo dal TCP).
491   
492 \item \textsl{le porte registrate}. I numeri da 1024 a 49151. Queste porte non
493   sono controllate dalla IANA, che però registra ed elenca chi usa queste
494   porte come servizio agli utenti. Come per le precedenti si assegna una porta
495   ad un servizio sia per TCP che UDP anche se poi il servizio è implementato
496   solo su TCP. Ad esempio X Window usa le porte TCP e UDP dal 6000 al 6063
497   anche se il protocollo è implementato solo tramite TCP.
498   
499 \item \textsl{le porte private} o \textsl{dinamiche}. I numeri da 49152 a
500   65535. La IANA non dice nulla riguardo a queste porte che pertanto
501   sono i candidati naturali ad essere usate come porte effimere.
502 \end{enumerate*}
503
504 In realtà rispetto a quanto indicato
505 nell'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc1700.txt}{RFC~1700} i vari sistemi hanno
506 fatto scelte diverse per le porte effimere, in particolare in
507 fig.~\ref{fig:TCP_port_alloc} sono riportate quelle di BSD e Linux.
508
509 \begin{figure}[!htb]
510   \centering \includegraphics[width=13cm]{img/port_alloc}  
511   \caption{Allocazione dei numeri di porta.}
512   \label{fig:TCP_port_alloc}
513 \end{figure}
514
515 I sistemi Unix hanno inoltre il concetto di \textsl{porte riservate} (che
516 corrispondono alle porte con numero minore di 1024 e coincidono quindi con le
517 \textsl{porte note}). La loro caratteristica è che possono essere assegnate a
518 un socket solo da un processo con i privilegi di amministratore, per far sì
519 che solo l'amministratore possa allocare queste porte per far partire i
520 relativi servizi.
521
522 Le \textsl{glibc} definiscono in \headfile{netinet/in.h}
523 \const{IPPORT\_RESERVED} e \const{IPPORT\_USERRESERVED}, in cui la prima (che
524 vale 1024) indica il limite superiore delle porte riservate, e la seconda (che
525 vale 5000) il limite inferiore delle porte a disposizione degli utenti.  La
526 convenzione vorrebbe che le porte \textsl{effimere} siano allocate fra questi
527 due valori. Nel caso di Linux questo è vero solo in uno dei due casi di
528 fig.~\ref{fig:TCP_port_alloc}, e la scelta fra i due possibili intervalli
529 viene fatta dinamicamente dal kernel a seconda della memoria disponibile per
530 la gestione delle relative tabelle.
531
532 Si tenga conto poi che ci sono alcuni client, in particolare \cmd{rsh} e
533 \cmd{rlogin}, che richiedono una connessione su una porta riservata anche dal
534 lato client come parte dell'autenticazione, contando appunto sul fatto che
535 solo l'amministratore può usare queste porte. Data l'assoluta inconsistenza in
536 termini di sicurezza di un tale metodo, al giorno d'oggi esso è in completo
537 disuso.
538
539 Data una connessione TCP si suole chiamare \textit{socket pair}\footnote{da
540   non confondere con la coppia di socket della omonima funzione
541   \func{socketpair} che fanno riferimento ad una coppia di socket sulla stessa
542   macchina, non ai capi di una connessione TCP.} la combinazione dei quattro
543 numeri che definiscono i due capi della connessione e cioè l'indirizzo IP
544 locale e la porta TCP locale, e l'indirizzo IP remoto e la porta TCP remota.
545 Questa combinazione, che scriveremo usando una notazione del tipo
546 (\texttt{195.110.112.152:22}, \texttt{192.84.146.100:20100}), identifica
547 univocamente una connessione su internet.  Questo concetto viene di solito
548 esteso anche a UDP, benché in questo caso non abbia senso parlare di
549 connessione. L'utilizzo del programma \cmd{netstat} permette di visualizzare
550 queste informazioni nei campi \textit{Local Address} e \textit{Foreing
551   Address}.
552
553
554 \subsection{Le porte ed il modello client/server}
555 \label{sec:TCP_port_cliserv}
556
557 Per capire meglio l'uso delle porte e come vengono utilizzate quando si ha a
558 che fare con un'applicazione client/server (come quelle che descriveremo in
559 sez.~\ref{sec:TCP_daytime_application} e sez.~\ref{sec:TCP_echo_application})
560 esamineremo cosa accade con le connessioni nel caso di un server TCP che deve
561 gestire connessioni multiple.
562
563 Se eseguiamo un \cmd{netstat} su una macchina di prova (il cui indirizzo sia
564 \texttt{195.110.112.152}) potremo avere un risultato del tipo:
565 \begin{verbatim}
566 Active Internet connections (servers and established)
567 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State      
568 tcp        0      0 0.0.0.0:22              0.0.0.0:*               LISTEN
569 tcp        0      0 0.0.0.0:25              0.0.0.0:*               LISTEN
570 tcp        0      0 127.0.0.1:53            0.0.0.0:*               LISTEN
571 \end{verbatim}
572 essendo presenti e attivi un server SSH, un server di posta e un DNS per il
573 caching locale.
574
575 Questo ci mostra ad esempio che il server SSH ha compiuto un'apertura passiva,
576 mettendosi in ascolto sulla porta 22 riservata a questo servizio, e che si è
577 posto in ascolto per connessioni provenienti da uno qualunque degli indirizzi
578 associati alle interfacce locali. La notazione \texttt{0.0.0.0} usata da
579 \cmd{netstat} è equivalente all'asterisco utilizzato per il numero di porta,
580 indica il valore generico, e corrisponde al valore \const{INADDR\_ANY}
581 definito in \headfile{arpa/inet.h} (vedi \ref{tab:TCP_ipv4_addr}).
582
583 Inoltre si noti come la porta e l'indirizzo di ogni eventuale connessione
584 esterna non sono specificati; in questo caso la \textit{socket pair} associata
585 al socket potrebbe essere indicata come (\texttt{*:22}, \texttt{*:*}), usando
586 anche per gli indirizzi l'asterisco come carattere che indica il valore
587 generico.
588
589 Dato che in genere una macchina è associata ad un solo indirizzo IP, ci si può
590 chiedere che senso abbia l'utilizzo dell'indirizzo generico per specificare
591 l'indirizzo locale; ma a parte il caso di macchine che hanno più di un
592 indirizzo IP (il cosiddetto \textit{multihoming}) esiste sempre anche
593 l'indirizzo di loopback, per cui con l'uso dell'indirizzo generico si possono
594 accettare connessioni indirizzate verso uno qualunque degli indirizzi IP
595 presenti. Ma, come si può vedere nell'esempio con il DNS che è in ascolto
596 sulla porta 53, è possibile anche restringere l'accesso ad uno specifico
597 indirizzo, cosa che nel caso è fatta accettando solo connessioni che arrivino
598 sull'interfaccia di loopback.
599
600 Una volta che ci si vorrà collegare a questa macchina da un'altra, per esempio
601 quella con l'indirizzo \texttt{192.84.146.100}, si dovrà lanciare su
602 quest'ultima un client \cmd{ssh} per creare una connessione, e il kernel gli
603 assocerà una porta effimera (ad esempio la 21100), per cui la connessione sarà
604 espressa dalla socket pair (\texttt{192.84.146.100:21100},
605 \texttt{195.110.112.152:22}).
606
607 Alla ricezione della richiesta dal client il server creerà un processo figlio
608 per gestire la connessione, se a questo punto eseguiamo nuovamente il
609 programma \cmd{netstat} otteniamo come risultato:
610 \begin{verbatim}
611 Active Internet connections (servers and established)
612 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State      
613 tcp        0      0 0.0.0.0:22              0.0.0.0:*               LISTEN
614 tcp        0      0 0.0.0.0:25              0.0.0.0:*               LISTEN
615 tcp        0      0 127.0.0.1:53            0.0.0.0:*               LISTEN
616 tcp        0      0 195.110.112.152:22      192.84.146.100:21100    ESTABLISHED
617 \end{verbatim}
618
619 Come si può notare il server è ancora in ascolto sulla porta 22, però adesso
620 c'è un nuovo socket (con lo stato \texttt{ESTABLISHED}) che utilizza anch'esso
621 la porta 22, ed ha specificato l'indirizzo locale, questo è il socket con cui
622 il processo figlio gestisce la connessione mentre il padre resta in ascolto
623 sul socket originale.
624
625 Se a questo punto lanciamo un'altra volta il client \cmd{ssh} per una seconda
626 connessione quello che otterremo usando \cmd{netstat} sarà qualcosa del
627 genere:
628 \begin{verbatim}
629 Active Internet connections (servers and established)
630 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State      
631 tcp        0      0 0.0.0.0:22              0.0.0.0:*               LISTEN
632 tcp        0      0 0.0.0.0:25              0.0.0.0:*               LISTEN
633 tcp        0      0 127.0.0.1:53            0.0.0.0:*               LISTEN
634 tcp        0      0 195.110.112.152:22      192.84.146.100:21100    ESTABLISHED
635 tcp        0      0 195.110.112.152:22      192.84.146.100:21101    ESTABLISHED
636 \end{verbatim}
637 cioè il client effettuerà la connessione usando un'altra porta effimera: con
638 questa sarà aperta la connessione, ed il server creerà un altro processo
639 figlio per gestirla.
640
641 Tutto ciò mostra come il TCP, per poter gestire le connessioni con un server
642 concorrente, non può suddividere i pacchetti solo sulla base della porta di
643 destinazione, ma deve usare tutta l'informazione contenuta nella socket pair,
644 compresa la porta dell'indirizzo remoto.  E se andassimo a vedere quali sono i
645 processi\footnote{ad esempio con il comando \cmd{fuser}, o con \cmd{lsof}, o
646   usando l'opzione \texttt{-p}.} a cui fanno riferimento i vari socket
647 vedremmo che i pacchetti che arrivano dalla porta remota 21100 vanno al primo
648 figlio e quelli che arrivano alla porta 21101 al secondo.
649
650
651 \section{Le funzioni di base per la gestione dei socket}
652 \label{sec:TCP_functions}
653
654 In questa sezione descriveremo in maggior dettaglio le varie funzioni che
655 vengono usate per la gestione di base dei socket TCP, non torneremo però sulla
656 funzione \func{socket}, che è già stata esaminata accuratamente nel capitolo
657 precedente in sez.~\ref{sec:sock_socket}.
658
659
660 \subsection{La funzione \func{bind}}
661 \label{sec:TCP_func_bind}
662
663 La funzione \funcd{bind} assegna un indirizzo locale ad un
664 socket.\footnote{nel nostro caso la utilizzeremo per socket TCP, ma la
665   funzione è generica e deve essere usata per qualunque tipo di socket
666   \const{SOCK\_STREAM} prima che questo possa accettare connessioni.} È usata
667 cioè per specificare la prima parte dalla socket pair.  Viene usata sul lato
668 server per specificare la porta (e gli eventuali indirizzi locali) su cui poi
669 ci si porrà in ascolto. Il prototipo della funzione è il seguente:
670 \begin{prototype}{sys/socket.h}
671 {int bind(int sockfd, const struct sockaddr *serv\_addr, socklen\_t addrlen)}
672   
673   Assegna un indirizzo ad un socket.
674   
675   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 per un errore;
676     in caso di errore la variabile \var{errno} viene impostata secondo i
677     seguenti codici di errore:
678   \begin{errlist}
679   \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido.
680   \item[\errcode{EINVAL}] il socket ha già un indirizzo assegnato.
681   \item[\errcode{ENOTSOCK}] il file descriptor non è associato ad un socket.
682   \item[\errcode{EACCES}] si è cercato di usare una porta riservata senza
683     sufficienti privilegi.
684   \item[\errcode{EADDRNOTAVAIL}] il tipo di indirizzo specificato non è
685     disponibile.
686   \item[\errcode{EADDRINUSE}] qualche altro socket sta già usando l'indirizzo.
687   \end{errlist}
688   ed anche \errval{EFAULT} e per i socket di tipo \const{AF\_UNIX},
689   \errval{ENOTDIR}, \errval{ENOENT}, \errval{ENOMEM}, \errval{ELOOP},
690   \errval{ENOSR} e \errval{EROFS}.}
691 \end{prototype}
692
693 Il primo argomento è un file descriptor ottenuto da una precedente chiamata a
694 \func{socket}, mentre il secondo e terzo argomento sono rispettivamente
695 l'indirizzo (locale) del socket e la dimensione della struttura che lo
696 contiene, secondo quanto già trattato in sez.~\ref{sec:sock_sockaddr}. 
697
698 Con i socket TCP la chiamata \func{bind} permette di specificare l'indirizzo,
699 la porta, entrambi o nessuno dei due. In genere i server utilizzano una porta
700 nota che assegnano all'avvio, se questo non viene fatto è il kernel a
701 scegliere una porta effimera quando vengono eseguite la funzioni
702 \func{connect} o \func{listen}, ma se questo è normale per il client non lo è
703 per il server\footnote{un'eccezione a tutto ciò sono i server che usano RPC.
704   In questo caso viene fatta assegnare dal kernel una porta effimera che poi
705   viene registrata presso il \textit{portmapper}; quest'ultimo è un altro
706   demone che deve essere contattato dai client per ottenere la porta effimera
707   su cui si trova il server.} che in genere viene identificato dalla porta su
708 cui risponde (l'elenco di queste porte, e dei relativi servizi, è in
709 \conffile{/etc/services}).
710
711 Con \func{bind} si può assegnare un indirizzo IP specifico ad un socket,
712 purché questo appartenga ad una interfaccia della macchina.  Per un client TCP
713 questo diventerà l'indirizzo sorgente usato per i tutti i pacchetti inviati
714 sul socket, mentre per un server TCP questo restringerà l'accesso al socket
715 solo alle connessioni che arrivano verso tale indirizzo.
716
717 Normalmente un client non specifica mai l'indirizzo di un socket, ed il kernel
718 sceglie l'indirizzo di origine quando viene effettuata la connessione, sulla
719 base dell'interfaccia usata per trasmettere i pacchetti, (che dipenderà dalle
720 regole di instradamento usate per raggiungere il server).  Se un server non
721 specifica il suo indirizzo locale il kernel userà come indirizzo di origine
722 l'indirizzo di destinazione specificato dal SYN del client.
723
724 Per specificare un indirizzo generico, con IPv4 si usa il valore
725 \const{INADDR\_ANY}, il cui valore, come accennato in
726 sez.~\ref{sec:sock_sa_ipv4}, è pari a zero; nell'esempio
727 fig.~\ref{fig:TCP_daytime_iter_server_code} si è usata un'assegnazione
728 immediata del tipo: \includecodesnip{listati/serv_addr_sin_addr.c}
729
730 Si noti che si è usato \func{htonl} per assegnare il valore
731 \const{INADDR\_ANY}, anche se, essendo questo nullo, il riordinamento è
732 inutile.  Si tenga presente comunque che tutte le costanti \val{INADDR\_}
733 (riportate in tab.~\ref{tab:TCP_ipv4_addr}) sono definite secondo
734 \itindex{endianness} l'\textit{endianness} della macchina, ed anche se esse
735 possono essere invarianti rispetto all'ordinamento dei bit, è comunque buona
736 norma usare sempre la funzione \func{htonl}.
737
738 \begin{table}[htb]
739   \centering
740   \footnotesize
741   \begin{tabular}[c]{|l|l|}
742     \hline
743     \textbf{Costante} & \textbf{Significato} \\
744     \hline
745     \hline
746     \const{INADDR\_ANY}      & Indirizzo generico (\texttt{0.0.0.0})\\
747     \const{INADDR\_BROADCAST}& Indirizzo di \itindex{broadcast}
748                                \textit{broadcast}.\\ 
749     \const{INADDR\_LOOPBACK} & Indirizzo di \textit{loopback}
750                                (\texttt{127.0.0.1}).\\ 
751     \const{INADDR\_NONE}     & Indirizzo errato.\\
752     \hline    
753   \end{tabular}
754   \caption{Costanti di definizione di alcuni indirizzi generici per IPv4.}
755   \label{tab:TCP_ipv4_addr}
756 \end{table}
757
758 L'esempio precedente funziona correttamente con IPv4 poiché che l'indirizzo è
759 rappresentabile anche con un intero a 32 bit; non si può usare lo stesso
760 metodo con IPv6, in cui l'indirizzo deve necessariamente essere specificato
761 con una struttura, perché il linguaggio C non consente l'uso di una struttura
762 costante come operando a destra in una assegnazione.
763
764 Per questo motivo nell'header \headfile{netinet/in.h} è definita una variabile
765 \macro{in6addr\_any} (dichiarata come \direct{extern}, ed inizializzata dal
766 sistema al valore \const{IN6ADRR\_ANY\_INIT}) che permette di effettuare una
767 assegnazione del tipo: \includecodesnip{listati/serv_addr_sin6_addr.c} in
768 maniera analoga si può utilizzare la variabile \macro{in6addr\_loopback} per
769 indicare l'indirizzo di \textit{loopback}, che a sua volta viene inizializzata
770 staticamente a \const{IN6ADRR\_LOOPBACK\_INIT}.
771
772
773 \subsection{La funzione \func{connect}}
774 \label{sec:TCP_func_connect}
775
776 La funzione \funcd{connect} è usata da un client TCP per stabilire la
777 connessione con un server TCP,\footnote{di nuovo la funzione è generica e
778   supporta vari tipi di socket, la differenza è che per socket senza
779   connessione come quelli di tipo \const{SOCK\_DGRAM} la sua chiamata si
780   limiterà ad impostare l'indirizzo dal quale e verso il quale saranno inviati
781   e ricevuti i pacchetti, mentre per socket di tipo \const{SOCK\_STREAM} o
782   \const{SOCK\_SEQPACKET}, essa attiverà la procedura di avvio (nel caso del
783   TCP il \itindex{three~way~handshake} \textit{three way handshake}) della
784   connessione.}  il prototipo della funzione è il seguente:
785 \begin{prototype}{sys/socket.h}
786   {int connect(int sockfd, const struct sockaddr *servaddr, socklen\_t
787     addrlen)}
788   
789   Stabilisce una connessione fra due socket.
790   
791   \bodydesc{La funzione restituisce zero in caso di successo e -1 per un
792     errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
793   \begin{errlist}
794   \item[\errcode{ECONNREFUSED}] non c'è nessuno in ascolto sull'indirizzo
795     remoto.
796   \item[\errcode{ETIMEDOUT}] si è avuto timeout durante il tentativo di
797     connessione.
798   \item[\errcode{ENETUNREACH}] la rete non è raggiungibile.
799   \item[\errcode{EINPROGRESS}] il socket è non bloccante (vedi
800     sez.~\ref{sec:file_noblocking}) e la connessione non può essere conclusa
801     immediatamente.
802   \item[\errcode{EALREADY}] il socket è non bloccante (vedi
803     sez.~\ref{sec:file_noblocking}) e un tentativo precedente di connessione
804     non si è ancora concluso.
805   \item[\errcode{EAGAIN}] non ci sono più porte locali libere. 
806   \item[\errcode{EAFNOSUPPORT}] l'indirizzo non ha una famiglia di indirizzi
807     corretta nel relativo campo.
808   \item[\errcode{EACCES}, \errcode{EPERM}] si è tentato di eseguire una
809     connessione ad un indirizzo \itindex{broadcast} \textit{broadcast} senza
810     che il socket fosse stato abilitato per il \itindex{broadcast}
811     \textit{broadcast}.
812   \end{errlist}
813   altri errori possibili sono: \errval{EFAULT}, \errval{EBADF},
814   \errval{ENOTSOCK}, \errval{EISCONN} e \errval{EADDRINUSE}.}
815 \end{prototype}
816
817 Il primo argomento è un file descriptor ottenuto da una precedente chiamata a
818 \func{socket}, mentre il secondo e terzo argomento sono rispettivamente
819 l'indirizzo e la dimensione della struttura che contiene l'indirizzo del
820 socket, già descritta in sez.~\ref{sec:sock_sockaddr}.
821
822 La struttura dell'indirizzo deve essere inizializzata con l'indirizzo IP e il
823 numero di porta del server a cui ci si vuole connettere, come mostrato
824 nell'esempio sez.~\ref{sec:TCP_daytime_client}, usando le funzioni illustrate
825 in sez.~\ref{sec:sock_addr_func}.
826
827 Nel caso di socket TCP la funzione \func{connect} avvia il
828 \itindex{three~way~handshake} \textit{three way handshake}, e ritorna solo
829 quando la connessione è stabilita o si è verificato un errore. Le possibili
830 cause di errore sono molteplici (ed i relativi codici riportati sopra), quelle
831 che però dipendono dalla situazione della rete e non da errori o problemi
832 nella chiamata della funzione sono le seguenti:
833 \begin{enumerate}
834 \item Il client non riceve risposta al SYN: l'errore restituito è
835   \errcode{ETIMEDOUT}. Stevens riporta che BSD invia un primo SYN alla
836   chiamata di \func{connect}, un altro dopo 6 secondi, un terzo dopo 24
837   secondi, se dopo 75 secondi non ha ricevuto risposta viene ritornato
838   l'errore. Linux invece ripete l'emissione del SYN ad intervalli di 30
839   secondi per un numero di volte che può essere stabilito dall'utente. Questo
840   può essere fatto a livello globale con una opportuna
841   \func{sysctl},\footnote{o più semplicemente scrivendo il valore voluto in
842     \sysctlfile{net/ipv4/tcp\_syn\_retries}, vedi
843     sez.~\ref{sec:sock_ipv4_sysctl}.} e a livello di singolo socket con
844   l'opzione \const{TCP\_SYNCNT} (vedi sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options}). Il
845   valore predefinito per la ripetizione dell'invio è di 5 volte, che comporta
846   un timeout dopo circa 180 secondi.
847
848 \item Il client riceve come risposta al SYN un RST significa che non c'è
849   nessun programma in ascolto per la connessione sulla porta specificata (il
850   che vuol dire probabilmente che o si è sbagliato il numero della porta o che
851   non è stato avviato il server), questo è un errore fatale e la funzione
852   ritorna non appena il RST viene ricevuto riportando un errore
853   \errcode{ECONNREFUSED}.
854   
855   Il flag RST sta per \textit{reset} ed è un segmento inviato direttamente
856   dal TCP quando qualcosa non va. Tre condizioni che generano un RST sono:
857   quando arriva un SYN per una porta che non ha nessun server in ascolto,
858   quando il TCP abortisce una connessione in corso, quando TCP riceve un
859   segmento per una connessione che non esiste.
860   
861 \item Il SYN del client provoca l'emissione di un messaggio ICMP di
862   destinazione non raggiungibile. In questo caso dato che il messaggio può
863   essere dovuto ad una condizione transitoria si ripete l'emissione dei SYN
864   come nel caso precedente, fino al timeout, e solo allora si restituisce il
865   codice di errore dovuto al messaggio ICMP, che da luogo ad un
866   \errcode{ENETUNREACH}.
867    
868 \end{enumerate}
869
870 Se si fa riferimento al diagramma degli stati del TCP riportato in
871 fig.~\ref{fig:TCP_state_diag} la funzione \func{connect} porta un socket
872 dallo stato \texttt{CLOSED} (lo stato iniziale in cui si trova un socket
873 appena creato) prima allo stato \texttt{SYN\_SENT} e poi, al ricevimento del
874 ACK, nello stato \texttt{ESTABLISHED}. Se invece la connessione fallisce il
875 socket non è più utilizzabile e deve essere chiuso.
876
877 Si noti infine che con la funzione \func{connect} si è specificato solo
878 indirizzo e porta del server, quindi solo una metà della socket pair; essendo
879 questa funzione usata nei client l'altra metà contenente indirizzo e porta
880 locale viene lasciata all'assegnazione automatica del kernel, e non è
881 necessario effettuare una \func{bind}.
882
883
884 \subsection{La funzione \func{listen}}
885 \label{sec:TCP_func_listen}
886
887 La funzione \funcd{listen} serve ad usare un socket in modalità passiva, cioè,
888 come dice il nome, per metterlo in ascolto di eventuali
889 connessioni;\footnote{questa funzione può essere usata con socket che
890   supportino le connessioni, cioè di tipo \const{SOCK\_STREAM} o
891   \const{SOCK\_SEQPACKET}.} in sostanza l'effetto della funzione è di portare
892 il socket dallo stato \texttt{CLOSED} a quello \texttt{LISTEN}. In genere si
893 chiama la funzione in un server dopo le chiamate a \func{socket} e \func{bind}
894 e prima della chiamata ad \func{accept}. Il prototipo della funzione, come
895 definito dalla pagina di manuale, è:
896 \begin{prototype}{sys/socket.h}{int listen(int sockfd, int backlog)}
897   Pone un socket in attesa di una connessione.
898   
899   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
900     errore. I codici di errore restituiti in \var{errno} sono i seguenti:
901   \begin{errlist}
902   \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{sockfd} non è un file descriptor
903     valido.
904   \item[\errcode{ENOTSOCK}] l'argomento \param{sockfd} non è un socket.
905   \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il socket è di un tipo che non supporta questa
906     operazione.
907   \end{errlist}}
908 \end{prototype}
909
910 La funzione pone il socket specificato da \param{sockfd} in modalità passiva e
911 predispone una coda per le connessioni in arrivo di lunghezza pari a
912 \param{backlog}. La funzione si può applicare solo a socket di tipo
913 \const{SOCK\_STREAM} o \const{SOCK\_SEQPACKET}.
914
915 L'argomento \param{backlog} indica il numero massimo di connessioni pendenti
916 accettate; se esso viene ecceduto il client al momento della richiesta della
917 connessione riceverà un errore di tipo \errcode{ECONNREFUSED}, o se il
918 protocollo, come accade nel caso del TCP, supporta la ritrasmissione, la
919 richiesta sarà ignorata in modo che la connessione possa venire ritentata.
920
921 Per capire meglio il significato di tutto ciò occorre approfondire la modalità
922 con cui il kernel tratta le connessioni in arrivo. Per ogni socket in ascolto
923 infatti vengono mantenute due code:
924 \begin{enumerate}
925 \item La coda delle connessioni incomplete (\textit{incomplete connection
926     queue}) che contiene un riferimento per ciascun socket per il quale è
927   arrivato un SYN ma il \itindex{three~way~handshake} \textit{three way
928     handshake} non si è ancora concluso.  Questi socket sono tutti nello stato
929   \texttt{SYN\_RECV}.
930 \item La coda delle connessioni complete (\textit{complete connection queue})
931   che contiene un ingresso per ciascun socket per il quale il
932   \itindex{three~way~handshake} \textit{three way handshake} è stato
933   completato ma ancora \func{accept} non è ritornata.  Questi socket sono
934   tutti nello stato \texttt{ESTABLISHED}.
935 \end{enumerate}
936
937 Lo schema di funzionamento è descritto in fig.~\ref{fig:TCP_listen_backlog}:
938 quando arriva un SYN da un client il server crea una nuova voce nella coda
939 delle connessioni incomplete, e poi risponde con il SYN$+$ACK. La voce resterà
940 nella coda delle connessioni incomplete fino al ricevimento dell'ACK dal
941 client o fino ad un timeout. Nel caso di completamento del
942 \itindex{three~way~handshake} \textit{three way handshake} la voce viene
943 spostata nella coda delle connessioni complete.  Quando il processo chiama la
944 funzione \func{accept} (vedi sez.~\ref{sec:TCP_func_accept}) la prima voce
945 nella coda delle connessioni complete è passata al programma, o, se la coda è
946 vuota, il processo viene posto in attesa e risvegliato all'arrivo della prima
947 connessione completa.
948
949 \begin{figure}[!htb]
950   \centering \includegraphics[width=11cm]{img/tcp_listen_backlog}  
951   \caption{Schema di funzionamento delle code delle connessioni complete ed
952     incomplete.}
953   \label{fig:TCP_listen_backlog}
954 \end{figure}
955
956 Storicamente il valore dell'argomento \param{backlog} era corrispondente al
957 massimo valore della somma del numero di voci possibili per ciascuna delle due
958 code. Stevens in \cite{UNP1} riporta che BSD ha sempre applicato un fattore di
959 1.5 a detto valore, e fornisce una tabella con i risultati ottenuti con vari
960 kernel, compreso Linux 2.0, che mostrano le differenze fra diverse
961 implementazioni.
962
963 In Linux il significato di questo valore è cambiato a partire dal kernel 2.2
964 per prevenire l'attacco chiamato \index{SYN~flood} \textit{SYN flood}. Questo
965 si basa sull'emissione da parte dell'attaccante di un grande numero di
966 pacchetti SYN indirizzati verso una porta, forgiati con indirizzo IP
967 fasullo\footnote{con la tecnica che viene detta \textit{ip spoofing}.} così
968 che i SYN$+$ACK vanno perduti e la coda delle connessioni incomplete viene
969 saturata, impedendo di fatto ulteriori connessioni.
970
971 Per ovviare a questo il significato del \param{backlog} è stato cambiato a
972 indicare la lunghezza della coda delle connessioni complete. La lunghezza
973 della coda delle connessioni incomplete può essere ancora controllata usando
974 la funzione \func{sysctl} con il parametro \const{NET\_TCP\_MAX\_SYN\_BACKLOG}
975 o scrivendola direttamente in
976 \sysctlfile{net/ipv4/tcp\_max\_syn\_backlog}.  Quando si attiva la
977 protezione dei syncookies però (con l'opzione da compilare nel kernel e da
978 attivare usando \sysctlfile{net/ipv4/tcp\_syncookies}) questo valore
979 viene ignorato e non esiste più un valore massimo.  In ogni caso in Linux il
980 valore di \param{backlog} viene troncato ad un massimo di \const{SOMAXCONN} se
981 è superiore a detta costante (che di default vale 128).\footnote{il valore di
982   questa costante può essere controllato con un altro parametro di
983   \func{sysctl}, vedi sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}.}
984
985 La scelta storica per il valore di questo parametro era di 5, e alcuni vecchi
986 kernel non supportavano neanche valori superiori, ma la situazione corrente è
987 molto cambiata per via della presenza di server web che devono gestire un gran
988 numero di connessioni per cui un tale valore non è più adeguato. Non esiste
989 comunque una risposta univoca per la scelta del valore, per questo non
990 conviene specificarlo con una costante (il cui cambiamento richiederebbe la
991 ricompilazione del server) ma usare piuttosto una variabile di ambiente (vedi
992 sez.~\ref{sec:proc_environ}).
993
994 Stevens tratta accuratamente questo argomento in \cite{UNP1}, con esempi presi
995 da casi reali su web server, ed in particolare evidenzia come non sia più vero
996 che il compito principale della coda sia quello di gestire il caso in cui il
997 server è occupato fra chiamate successive alla \func{accept} (per cui la coda
998 più occupata sarebbe quella delle connessioni completate), ma piuttosto quello
999 di gestire la presenza di un gran numero di SYN in attesa di concludere il
1000 \itindex{three~way~handshake} \textit{three way handshake}.
1001
1002 Infine va messo in evidenza che, nel caso di socket TCP, quando un SYN arriva
1003 con tutte le code piene, il pacchetto deve essere ignorato. Questo perché la
1004 condizione in cui le code sono piene è ovviamente transitoria, per cui se il
1005 client ritrasmette il SYN è probabile che passato un po' di tempo possa
1006 trovare nella coda lo spazio per una nuova connessione. Se invece si
1007 rispondesse con un RST, per indicare l'impossibilità di effettuare la
1008 connessione, la chiamata a \func{connect} nel client ritornerebbe con una
1009 condizione di errore, costringendo a inserire nell'applicazione la gestione
1010 dei tentativi di riconnessione, che invece può essere effettuata in maniera
1011 trasparente dal protocollo TCP.
1012
1013
1014 \subsection{La funzione \func{accept}}
1015 \label{sec:TCP_func_accept}
1016
1017 La funzione \funcd{accept} è chiamata da un server per gestire la connessione
1018 una volta che sia stato completato il \itindex{three~way~handshake}
1019 \textit{three way handshake},\footnote{la funzione è comunque generica ed è
1020   utilizzabile su socket di tipo \const{SOCK\_STREAM}, \const{SOCK\_SEQPACKET}
1021   e \const{SOCK\_RDM}.} la funzione restituisce un nuovo socket descriptor su
1022 cui si potrà operare per effettuare la comunicazione. Se non ci sono
1023 connessioni completate il processo viene messo in attesa. Il prototipo della
1024 funzione è il seguente:
1025 \begin{prototype}{sys/socket.h}
1026 {int accept(int sockfd, struct sockaddr *addr, socklen\_t *addrlen)} 
1027  
1028   Accetta una connessione sul socket specificato.
1029   
1030   \bodydesc{La funzione restituisce un numero di socket descriptor positivo in
1031     caso di successo e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} viene
1032     impostata ai seguenti valori:
1033
1034   \begin{errlist}
1035   \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{sockfd} non è un file descriptor
1036     valido.
1037   \item[\errcode{ENOTSOCK}] l'argomento \param{sockfd} non è un socket.
1038   \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il socket è di un tipo che non supporta questa
1039     operazione.
1040   \item[\errcode{EAGAIN} o \errcode{EWOULDBLOCK}] il socket è stato impostato
1041     come non bloccante (vedi sez.~\ref{sec:file_noblocking}), e non ci sono
1042     connessioni in attesa di essere accettate.
1043   \item[\errcode{EPERM}] le regole del firewall non consentono la connessione.
1044   \item[\errcode{ENOBUFS}, \errcode{ENOMEM}] questo spesso significa che
1045     l'allocazione della memoria è limitata dai limiti sui buffer dei socket,
1046     non dalla memoria di sistema.
1047   \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1048   \end{errlist}
1049   Inoltre possono essere restituiti gli errori di rete relativi al nuovo
1050   socket, diversi a secondo del protocollo, come: \errval{EMFILE},
1051   \errval{EINVAL}, \errval{ENOSR}, \errval{ENOBUFS}, \errval{EFAULT},
1052   \errval{EPERM}, \errval{ECONNABORTED}, \errval{ESOCKTNOSUPPORT},
1053   \errval{EPROTONOSUPPORT}, \errval{ETIMEDOUT}, \errval{ERESTARTSYS}.}
1054 \end{prototype}
1055
1056 La funzione estrae la prima connessione relativa al socket \param{sockfd} in
1057 attesa sulla coda delle connessioni complete, che associa ad nuovo socket con
1058 le stesse caratteristiche di \param{sockfd}.  Il socket originale non viene
1059 toccato e resta nello stato di \texttt{LISTEN}, mentre il nuovo socket viene
1060 posto nello stato \texttt{ESTABLISHED}. Nella struttura \param{addr} e nella
1061 variabile \param{addrlen} vengono restituiti indirizzo e relativa lunghezza
1062 del client che si è connesso.
1063
1064 I due argomenti \param{addr} e \param{addrlen} (si noti che quest'ultimo è
1065 passato per indirizzo per avere indietro il valore) sono usati per ottenere
1066 l'indirizzo del client da cui proviene la connessione. Prima della chiamata
1067 \param{addrlen} deve essere inizializzato alle dimensioni della struttura il
1068 cui indirizzo è passato come argomento in \param{addr}; al ritorno della
1069 funzione \param{addrlen} conterrà il numero di byte scritti dentro
1070 \param{addr}. Se questa informazione non interessa basterà inizializzare a
1071 \val{NULL} detti puntatori.
1072
1073 Se la funzione ha successo restituisce il descrittore di un nuovo socket
1074 creato dal kernel (detto \textit{connected socket}) a cui viene associata la
1075 prima connessione completa (estratta dalla relativa coda, vedi
1076 sez.~\ref{sec:TCP_func_listen}) che il client ha effettuato verso il socket
1077 \param{sockfd}. Quest'ultimo (detto \textit{listening socket}) è quello creato
1078 all'inizio e messo in ascolto con \func{listen}, e non viene toccato dalla
1079 funzione.  Se non ci sono connessioni pendenti da accettare la funzione mette
1080 in attesa il processo\footnote{a meno che non si sia impostato il socket per
1081   essere non bloccante (vedi sez.~\ref{sec:file_noblocking}), nel qual caso
1082   ritorna con l'errore \errcode{EAGAIN}.  Torneremo su questa modalità di
1083   operazione in sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.}  fintanto che non ne
1084 arriva una.
1085
1086 La funzione può essere usata solo con socket che supportino la connessione
1087 (cioè di tipo \const{SOCK\_STREAM}, \const{SOCK\_SEQPACKET} o
1088 \const{SOCK\_RDM}). Per alcuni protocolli che richiedono una conferma
1089 esplicita della connessione,\footnote{attualmente in Linux solo DECnet ha
1090   questo comportamento.} la funzione opera solo l'estrazione dalla coda delle
1091 connessioni, la conferma della connessione viene eseguita implicitamente dalla
1092 prima chiamata ad una \func{read} o una \func{write}, mentre il rifiuto della
1093 connessione viene eseguito con la funzione \func{close}.
1094
1095 È da chiarire che Linux presenta un comportamento diverso nella gestione degli
1096 errori rispetto ad altre implementazioni dei socket BSD, infatti la funzione
1097 \func{accept} passa gli errori di rete pendenti sul nuovo socket come codici
1098 di errore per \func{accept}, per cui l'applicazione deve tenerne conto ed
1099 eventualmente ripetere la chiamata alla funzione come per l'errore di
1100 \errcode{EAGAIN} (torneremo su questo in sez.~\ref{sec:TCP_echo_critical}).
1101 Un'altra differenza con BSD è che la funzione non fa ereditare al nuovo socket
1102 i flag del socket originale, come \const{O\_NONBLOCK},\footnote{ed in generale
1103   tutti quelli che si possono impostare con \func{fcntl}, vedi
1104   sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}.} che devono essere rispecificati ogni
1105 volta. Tutto questo deve essere tenuto in conto se si devono scrivere
1106 programmi portabili.
1107
1108 Il meccanismo di funzionamento di \func{accept} è essenziale per capire il
1109 funzionamento di un server: in generale infatti c'è sempre un solo socket in
1110 ascolto, detto per questo \textit{listening socket}, che resta per tutto il
1111 tempo nello stato \texttt{LISTEN}, mentre le connessioni vengono gestite dai
1112 nuovi socket, detti \textit{connected socket}, ritornati da \func{accept}, che
1113 si trovano automaticamente nello stato \texttt{ESTABLISHED}, e vengono
1114 utilizzati per lo scambio dei dati, che avviene su di essi, fino alla chiusura
1115 della connessione.  Si può riconoscere questo schema anche nell'esempio
1116 elementare di fig.~\ref{fig:TCP_daytime_iter_server_code}, dove per ogni
1117 connessione il socket creato da \func{accept} viene chiuso dopo l'invio dei
1118 dati.
1119
1120
1121 \subsection{Le funzioni \func{getsockname} e \func{getpeername}}
1122 \label{sec:TCP_get_names}
1123
1124 Oltre a tutte quelle viste finora, dedicate all'utilizzo dei socket, esistono
1125 alcune funzioni ausiliarie che possono essere usate per recuperare alcune
1126 informazioni relative ai socket ed alle connessioni ad essi associate. Le due
1127 funzioni più elementari sono queste, che vengono usate per ottenere i dati
1128 relativi alla socket pair associata ad un certo socket.
1129
1130 La prima funzione è \funcd{getsockname} e serve ad ottenere l'indirizzo locale
1131 associato ad un socket; il suo prototipo è:
1132 \begin{prototype}{sys/socket.h}
1133   {int getsockname(int sockfd, struct sockaddr *name, socklen\_t *namelen)}
1134   Legge l'indirizzo locale di un socket.
1135
1136 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1137   errore. I codici di errore restituiti in \var{errno} sono i seguenti:
1138   \begin{errlist}
1139   \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{sockfd} non è un file descriptor
1140     valido.
1141   \item[\errcode{ENOTSOCK}] l'argomento \param{sockfd} non è un socket.
1142   \item[\errcode{ENOBUFS}] non ci sono risorse sufficienti nel sistema per
1143     eseguire l'operazione.
1144   \item[\errcode{EFAULT}] l'indirizzo \param{name} non è valido.
1145   \end{errlist}}
1146 \end{prototype}
1147
1148 La funzione restituisce la struttura degli indirizzi del socket \param{sockfd}
1149 nella struttura indicata dal puntatore \param{name} la cui lunghezza è
1150 specificata tramite l'argomento \param{namlen}. Quest'ultimo viene passato
1151 come indirizzo per avere indietro anche il numero di byte effettivamente
1152 scritti nella struttura puntata da \param{name}. Si tenga presente che se si è
1153 utilizzato un buffer troppo piccolo per \param{name} l'indirizzo risulterà
1154 troncato.
1155
1156 La funzione si usa tutte le volte che si vuole avere l'indirizzo locale di un
1157 socket; ad esempio può essere usata da un client (che usualmente non chiama
1158 \func{bind}) per ottenere numero IP e porta locale associati al socket
1159 restituito da una \func{connect}, o da un server che ha chiamato \func{bind}
1160 su un socket usando 0 come porta locale per ottenere il numero di porta
1161 effimera assegnato dal kernel.
1162
1163 Inoltre quando un server esegue una \func{bind} su un indirizzo generico, se
1164 chiamata dopo il completamento di una connessione sul socket restituito da
1165 \func{accept}, restituisce l'indirizzo locale che il kernel ha assegnato a
1166 quella connessione.
1167
1168 Tutte le volte che si vuole avere l'indirizzo remoto di un socket si usa la
1169 funzione \funcd{getpeername}, il cui prototipo è:
1170 \begin{prototype}{sys/socket.h}
1171   {int getpeername(int sockfd, struct sockaddr * name, socklen\_t * namelen)}
1172   Legge l'indirizzo remoto di un socket.
1173   
1174   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1175     errore. I codici di errore restituiti in \var{errno} sono i seguenti:
1176   \begin{errlist}
1177   \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{sockfd} non è un file descriptor
1178     valido.
1179   \item[\errcode{ENOTSOCK}] l'argomento \param{sockfd} non è un socket.
1180   \item[\errcode{ENOTCONN}] il socket non è connesso.
1181   \item[\errcode{ENOBUFS}] non ci sono risorse sufficienti nel sistema per
1182     eseguire l'operazione.
1183   \item[\errcode{EFAULT}] l'argomento \param{name} punta al di fuori dello
1184     spazio di indirizzi del processo.
1185   \end{errlist}}
1186 \end{prototype}
1187
1188 La funzione è identica a \func{getsockname}, ed usa la stessa sintassi, ma
1189 restituisce l'indirizzo remoto del socket, cioè quello associato all'altro
1190 capo della connessione.  Ci si può chiedere a cosa serva questa funzione dato
1191 che dal lato client l'indirizzo remoto è sempre noto quando si esegue la
1192 \func{connect} mentre dal lato server si possono usare, come vedremo in
1193 fig.~\ref{fig:TCP_daytime_cunc_server_code}, i valori di ritorno di
1194 \func{accept}.
1195
1196 Il fatto è che in generale quest'ultimo caso non è sempre possibile.  In
1197 particolare questo avviene quando il server, invece di gestire la connessione
1198 direttamente in un processo figlio, come vedremo nell'esempio di server
1199 concorrente di sez.~\ref{sec:TCP_daytime_cunc_server}, lancia per ciascuna
1200 connessione un altro programma, usando \func{exec}.\footnote{questa ad esempio
1201   è la modalità con cui opera il \textsl{super-server} \cmd{inetd}, che può
1202   gestire tutta una serie di servizi diversi, eseguendo su ogni connessione
1203   ricevuta sulle porte tenute sotto controllo, il relativo server.}
1204
1205 In questo caso benché il processo figlio abbia una immagine della memoria che
1206 è copia di quella del processo padre (e contiene quindi anche la struttura
1207 ritornata da \func{accept}), all'esecuzione di \func{exec} verrà caricata in
1208 memoria l'immagine del programma eseguito, che a questo punto perde ogni
1209 riferimento ai valori tornati da \func{accept}.  Il socket descriptor però
1210 resta aperto, e se si è seguita una opportuna convenzione per rendere noto al
1211 programma eseguito qual è il socket connesso, \footnote{ad esempio il solito
1212   \cmd{inetd} fa sempre in modo che i file descriptor 0, 1 e 2 corrispondano
1213   al socket connesso.} quest'ultimo potrà usare la funzione \func{getpeername}
1214 per determinare l'indirizzo remoto del client.
1215
1216 Infine è da chiarire (si legga la pagina di manuale) che, come per
1217 \func{accept}, il terzo argomento, che è specificato dallo standard POSIX.1g
1218 come di tipo \code{socklen\_t *} in realtà deve sempre corrispondere ad un
1219 \ctyp{int *} come prima dello standard perché tutte le implementazioni dei
1220 socket BSD fanno questa assunzione.
1221
1222
1223 \subsection{La funzione \func{close}}
1224 \label{sec:TCP_func_close}
1225
1226 La funzione standard Unix \func{close} (vedi sez.~\ref{sec:file_open_close})
1227 che si usa sui file può essere usata con lo stesso effetto anche sui file
1228 descriptor associati ad un socket.
1229
1230 L'azione di questa funzione quando applicata a socket è di marcarlo come
1231 chiuso e ritornare immediatamente al processo. Una volta chiamata il socket
1232 descriptor non è più utilizzabile dal processo e non può essere usato come
1233 argomento per una \func{write} o una \func{read} (anche se l'altro capo della
1234 connessione non avesse chiuso la sua parte).  Il kernel invierà comunque tutti
1235 i dati che ha in coda prima di iniziare la sequenza di chiusura.
1236
1237 Vedremo più avanti in sez.~\ref{sec:sock_generic_options} come sia possibile
1238 cambiare questo comportamento, e cosa può essere fatto perché il processo
1239 possa assicurarsi che l'altro capo abbia ricevuto tutti i dati.
1240
1241 Come per tutti i file descriptor anche per i socket viene mantenuto un numero
1242 di riferimenti, per cui se più di un processo ha lo stesso socket aperto
1243 l'emissione del FIN e la sequenza di chiusura di TCP non viene innescata
1244 fintanto che il numero di riferimenti non si annulla, questo si applica, come
1245 visto in sez.~\ref{sec:file_shared_access}, sia ai file descriptor duplicati
1246 che a quelli ereditati dagli eventuali processi figli, ed è il comportamento
1247 che ci si aspetta in una qualunque applicazione client/server.
1248
1249 Per attivare immediatamente l'emissione del FIN e la sequenza di chiusura
1250 descritta in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}, si può invece usare la funzione
1251 \func{shutdown} su cui torneremo in seguito (vedi
1252 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).
1253
1254
1255
1256 \section{Un esempio elementare: il servizio \textit{daytime}}
1257 \label{sec:TCP_daytime_application}
1258
1259 Avendo introdotto le funzioni di base per la gestione dei socket, potremo
1260 vedere in questa sezione un primo esempio di applicazione elementare che
1261 implementa il servizio \textit{daytime} su TCP, secondo quanto specificato
1262 dall'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc867.txt}{RFC~867}.  Prima di passare
1263 agli esempi del client e del server, inizieremo riesaminando con maggiori
1264 dettagli una peculiarità delle funzioni di I/O, già accennata in
1265 sez.~\ref{sec:file_read} e sez.~\ref{sec:file_write}, che nel caso dei socket è
1266 particolarmente rilevante.  Passeremo poi ad illustrare gli esempi
1267 dell'implementazione, sia dal lato client, che dal lato server, che si è
1268 realizzato sia in forma iterativa che concorrente.
1269
1270
1271 \subsection{Il comportamento delle funzioni di I/O}
1272 \label{sec:sock_io_behav}
1273
1274 Una cosa che si tende a dimenticare quando si ha a che fare con i socket è che
1275 le funzioni di input/output non sempre hanno lo stesso comportamento che
1276 avrebbero con i normali file di dati (in particolare questo accade per i
1277 socket di tipo stream).
1278
1279 Infatti con i socket è comune che funzioni come \func{read} o \func{write}
1280 possano restituire in input o scrivere in output un numero di byte minore di
1281 quello richiesto. Come già accennato in sez.~\ref{sec:file_read} questo è un
1282 comportamento normale per le funzioni di I/O, ma con i normali file di dati il
1283 problema si avverte solo in lettura, quando si incontra la fine del file. In
1284 generale non è così, e con i socket questo è particolarmente evidente.
1285
1286
1287 \begin{figure}[!htbp]
1288   \footnotesize \centering
1289   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1290     \includecodesample{listati/FullRead.c}
1291   \end{minipage} 
1292   \normalsize
1293   \caption{La funzione \func{FullRead}, che legge esattamente \var{count} byte
1294     da un file descriptor, iterando opportunamente le letture.}
1295   \label{fig:sock_FullRead_code}
1296 \end{figure}
1297
1298 Quando ci si trova ad affrontare questo comportamento tutto quello che si deve
1299 fare è semplicemente ripetere la lettura (o la scrittura) per la quantità di
1300 byte restanti, tenendo conto che le funzioni si possono bloccare se i dati non
1301 sono disponibili: è lo stesso comportamento che si può avere scrivendo più di
1302 \const{PIPE\_BUF} byte in una pipe (si riveda quanto detto in
1303 sez.~\ref{sec:ipc_pipes}).
1304
1305 Per questo motivo, seguendo l'esempio di R. W. Stevens in \cite{UNP1}, si sono
1306 definite due funzioni, \func{FullRead} e \func{FullWrite}, che eseguono
1307 lettura e scrittura tenendo conto di questa caratteristica, ed in grado di
1308 ritornare solo dopo avere letto o scritto esattamente il numero di byte
1309 specificato; il sorgente è riportato rispettivamente in
1310 fig.~\ref{fig:sock_FullRead_code} e fig.~\ref{fig:sock_FullWrite_code} ed è
1311 disponibile fra i sorgenti allegati alla guida nei file \file{FullRead.c} e
1312 \file{FullWrite.c}.
1313
1314 \begin{figure}[!htbp]
1315   \centering
1316   \footnotesize \centering
1317   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1318     \includecodesample{listati/FullWrite.c}
1319   \end{minipage} 
1320   \normalsize
1321   \caption{La funzione \func{FullWrite}, che scrive esattamente \var{count}
1322     byte su un file descriptor, iterando opportunamente le scritture.}
1323   \label{fig:sock_FullWrite_code}
1324 \end{figure}
1325
1326 Come si può notare le due funzioni ripetono la lettura/scrittura in un ciclo
1327 fino all'esaurimento del numero di byte richiesti, in caso di errore viene
1328 controllato se questo è \errcode{EINTR} (cioè un'interruzione della
1329 \textit{system call} dovuta ad un segnale), nel qual caso l'accesso viene
1330 ripetuto, altrimenti l'errore viene ritornato al programma chiamante,
1331 interrompendo il ciclo.
1332
1333 Nel caso della lettura, se il numero di byte letti è zero, significa che si è
1334 arrivati alla fine del file (per i socket questo significa in genere che
1335 l'altro capo è stato chiuso, e quindi non sarà più possibile leggere niente) e
1336 pertanto si ritorna senza aver concluso la lettura di tutti i byte
1337 richiesti. Entrambe le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, ed un
1338 valore negativo in caso di errore, \func{FullRead} restituisce il numero di
1339 byte non letti in caso di end-of-file prematuro.
1340
1341
1342 \subsection{Il client \textit{daytime}}
1343 \label{sec:TCP_daytime_client}
1344
1345 Il primo esempio di applicazione delle funzioni di base illustrate in
1346 sez.~\ref{sec:TCP_functions} è relativo alla creazione di un client elementare
1347 per il servizio \textit{daytime}, un servizio elementare, definito
1348 nell'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc867.txt}{RFC~867}, che restituisce
1349 l'ora locale della macchina a cui si effettua la richiesta, e che è assegnato
1350 alla porta 13.
1351
1352 In fig.~\ref{fig:TCP_daytime_client_code} è riportata la sezione principale
1353 del codice del nostro client. Il sorgente completo del programma
1354 (\texttt{TCP\_daytime.c}, che comprende il trattamento delle opzioni ed una
1355 funzione per stampare un messaggio di aiuto) è allegato alla guida nella
1356 sezione dei codici sorgente e può essere compilato su una qualunque macchina
1357 GNU/Linux.
1358
1359 \begin{figure}[!htbp]
1360   \footnotesize \centering
1361   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1362     \includecodesample{listati/TCP_daytime.c}
1363   \end{minipage} 
1364   \normalsize
1365   \caption{Esempio di codice di un client elementare per il servizio
1366     \textit{daytime}.} 
1367   \label{fig:TCP_daytime_client_code}
1368 \end{figure}
1369
1370 Il programma anzitutto (\texttt{\small 1--5}) include gli header necessari;
1371 dopo la dichiarazione delle variabili (\texttt{\small 9--12}) si è omessa
1372 tutta la parte relativa al trattamento degli argomenti passati dalla linea di
1373 comando (effettuata con le apposite funzioni illustrate in
1374 sez.~\ref{sec:proc_opt_handling}).
1375
1376 Il primo passo (\texttt{\small 14--18}) è creare un socket TCP (quindi di tipo
1377 \const{SOCK\_STREAM} e di famiglia \const{AF\_INET}). La funzione
1378 \func{socket} ritorna il descrittore che viene usato per identificare il
1379 socket in tutte le chiamate successive. Nel caso la chiamata fallisca si
1380 stampa un errore (\texttt{\small 16}) con la funzione \func{perror} e si esce
1381 (\texttt{\small 17}) con un codice di errore.
1382
1383 Il passo seguente (\texttt{\small 19--27}) è quello di costruire un'apposita
1384 struttura \struct{sockaddr\_in} in cui sarà inserito l'indirizzo del server ed
1385 il numero della porta del servizio. Il primo passo (\texttt{\small 20}) è
1386 inizializzare tutto a zero, per poi inserire il tipo di indirizzo
1387 (\texttt{\small 21}) e la porta (\texttt{\small 22}), usando per quest'ultima
1388 la funzione \func{htons} per convertire il formato dell'intero usato dal
1389 computer a quello usato nella rete, infine (\texttt{\small 23--27}) si può
1390 utilizzare la funzione \func{inet\_pton} per convertire l'indirizzo numerico
1391 passato dalla linea di comando.
1392
1393 A questo punto (\texttt{\small 28--32}) usando la funzione \func{connect} sul
1394 socket creato in precedenza (\texttt{\small 29}) si può stabilire la
1395 connessione con il server. Per questo si deve utilizzare come secondo
1396 argomento la struttura preparata in precedenza con il relativo indirizzo; si
1397 noti come, esistendo diversi tipi di socket, si sia dovuto effettuare un cast.
1398 Un valore di ritorno della funzione negativo implica il fallimento della
1399 connessione, nel qual caso si stampa un errore (\texttt{\small 30}) e si
1400 ritorna (\texttt{\small 31}).
1401
1402 Completata con successo la connessione il passo successivo (\texttt{\small
1403   34--40}) è leggere la data dal socket; il protocollo prevede che il server
1404 invii sempre una stringa alfanumerica, il formato della stringa non è
1405 specificato dallo standard, per cui noi useremo il formato usato dalla
1406 funzione \func{ctime}, seguito dai caratteri di terminazione \verb|\r\n|, cioè
1407 qualcosa del tipo:
1408 \begin{verbatim}
1409 Wed Apr 4 00:53:00 2001\r\n
1410 \end{verbatim}
1411 questa viene letta dal socket (\texttt{\small 34}) con la funzione \func{read}
1412 in un buffer temporaneo; la stringa poi deve essere terminata (\texttt{\small
1413   35}) con il solito carattere nullo per poter essere stampata (\texttt{\small
1414   36}) sullo standard output con l'uso di \func{fputs}.
1415
1416 Come si è già spiegato in sez.~\ref{sec:sock_io_behav} la risposta dal socket
1417 potrà arrivare in un unico pacchetto di 26 byte (come avverrà senz'altro nel
1418 caso in questione) ma potrebbe anche arrivare in 26 pacchetti di un byte.  Per
1419 questo nel caso generale non si può mai assumere che tutti i dati arrivino con
1420 una singola lettura, pertanto quest'ultima deve essere effettuata in un ciclo
1421 in cui si continui a leggere fintanto che la funzione \func{read} non ritorni
1422 uno zero (che significa che l'altro capo ha chiuso la connessione) o un numero
1423 minore di zero (che significa un errore nella connessione).
1424
1425 Si noti come in questo caso la fine dei dati sia specificata dal server che
1426 chiude la connessione (anche questo è quanto richiesto dal protocollo); questa
1427 è una delle tecniche possibili (è quella usata pure dal protocollo HTTP), ma
1428 ce ne possono essere altre, ad esempio FTP marca la conclusione di un blocco
1429 di dati con la sequenza ASCII \verb|\r\n| (carriage return e line feed),
1430 mentre il DNS mette la lunghezza in testa ad ogni blocco che trasmette. Il
1431 punto essenziale è che TCP non provvede nessuna indicazione che permetta di
1432 marcare dei blocchi di dati, per cui se questo è necessario deve provvedere il
1433 programma stesso.
1434
1435 Se abilitiamo il servizio \textit{daytime}\footnote{in genere questo viene
1436   fornito direttamente dal \textsl{superdemone} \cmd{inetd}, pertanto basta
1437   assicurarsi che esso sia abilitato nel relativo file di configurazione.}
1438 possiamo verificare il funzionamento del nostro client, avremo allora:
1439 \begin{verbatim}
1440 [piccardi@gont sources]$ ./daytime 127.0.0.1
1441 Mon Apr 21 20:46:11 2003
1442 \end{verbatim}%$
1443 e come si vede tutto funziona regolarmente.
1444
1445
1446 \subsection{Un server \textit{daytime} iterativo}
1447 \label{sec:TCP_daytime_iter_server}
1448
1449 Dopo aver illustrato il client daremo anche un esempio di un server
1450 elementare, che sia anche in grado di rispondere al precedente client. Come
1451 primo esempio realizzeremo un server iterativo, in grado di fornire una sola
1452 risposta alla volta. Il codice del programma è nuovamente mostrato in
1453 fig.~\ref{fig:TCP_daytime_iter_server_code}, il sorgente completo
1454 (\texttt{TCP\_iter\_daytimed.c}) è allegato insieme agli altri file degli
1455 esempi.
1456
1457 \begin{figure}[!htbp]
1458   \footnotesize \centering
1459   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1460     \includecodesample{listati/TCP_iter_daytimed.c}
1461   \end{minipage} 
1462   \normalsize
1463   \caption{Esempio di codice di un semplice server per il servizio daytime.}
1464   \label{fig:TCP_daytime_iter_server_code}
1465 \end{figure}
1466
1467 Come per il client si includono (\texttt{\small 1--9}) gli header necessari a
1468 cui è aggiunto quello per trattare i tempi, e si definiscono (\texttt{\small
1469   14--18}) alcune costanti e le variabili necessarie in seguito. Come nel caso
1470 precedente si sono omesse le parti relative al trattamento delle opzioni da
1471 riga di comando.
1472
1473 La creazione del socket (\texttt{\small 20--24}) è analoga al caso precedente,
1474 come pure l'inizializzazione (\texttt{\small 25--29}) della struttura
1475 \struct{sockaddr\_in}.  Anche in questo caso (\texttt{\small 28}) si usa la
1476 porta standard del servizio daytime, ma come indirizzo IP si usa
1477 (\texttt{\small 27}) il valore predefinito \const{INET\_ANY}, che corrisponde
1478 all'indirizzo generico.
1479
1480 Si effettua poi (\texttt{\small 30--34}) la chiamata alla funzione \func{bind}
1481 che permette di associare la precedente struttura al socket, in modo che
1482 quest'ultimo possa essere usato per accettare connessioni su una qualunque
1483 delle interfacce di rete locali. In caso di errore si stampa (\texttt{\small
1484   31}) un messaggio, e si termina (\texttt{\small 32}) immediatamente il
1485 programma.
1486
1487 Il passo successivo (\texttt{\small 35--39}) è quello di mettere ``\textsl{in
1488   ascolto}'' il socket; questo viene fatto (\texttt{\small 36}) con la
1489 funzione \func{listen} che dice al kernel di accettare connessioni per il
1490 socket che abbiamo creato; la funzione indica inoltre, con il secondo
1491 argomento, il numero massimo di connessioni che il kernel accetterà di mettere
1492 in coda per il suddetto socket. Di nuovo in caso di errore si stampa
1493 (\texttt{\small 37}) un messaggio, e si esce (\texttt{\small 38})
1494 immediatamente.
1495
1496 La chiamata a \func{listen} completa la preparazione del socket per l'ascolto
1497 (che viene chiamato anche \textit{listening descriptor}) a questo punto si può
1498 procedere con il ciclo principale (\texttt{\small 40--53}) che viene eseguito
1499 indefinitamente. Il primo passo (\texttt{\small 42}) è porsi in attesa di
1500 connessioni con la chiamata alla funzione \func{accept}, come in precedenza in
1501 caso di errore si stampa (\texttt{\small 43}) un messaggio, e si esce
1502 (\texttt{\small 44}).
1503
1504 Il processo resterà in stato di \textit{sleep} fin quando non arriva e viene
1505 accettata una connessione da un client; quando questo avviene \func{accept}
1506 ritorna, restituendo un secondo descrittore, che viene chiamato
1507 \textit{connected descriptor}, e che è quello che verrà usato dalla successiva
1508 chiamata alla \func{write} per scrivere la risposta al client.
1509
1510 Il ciclo quindi proseguirà determinando (\texttt{\small 46}) il tempo corrente
1511 con una chiamata a \texttt{time}, con il quale si potrà opportunamente
1512 costruire (\texttt{\small 47}) la stringa con la data da trasmettere
1513 (\texttt{\small 48}) con la chiamata a \func{write}. Completata la
1514 trasmissione il nuovo socket viene chiuso (\texttt{\small 52}).  A questo
1515 punto il ciclo si chiude ricominciando da capo in modo da poter ripetere
1516 l'invio della data in risposta ad una successiva connessione.
1517
1518 È importante notare che questo server è estremamente elementare, infatti, a
1519 parte il fatto di poter essere usato solo con indirizzi IPv4, esso è in grado
1520 di rispondere ad un solo un client alla volta: è cioè, come dicevamo, un
1521 \textsl{server iterativo}. Inoltre è scritto per essere lanciato da linea di
1522 comando, se lo si volesse utilizzare come demone occorrerebbero le opportune
1523 modifiche\footnote{come una chiamata a \func{daemon} prima dell'inizio del
1524   ciclo principale.} per tener conto di quanto illustrato in
1525 sez.~\ref{sec:sess_daemon}. Si noti anche che non si è inserita nessuna forma
1526 di gestione della terminazione del processo, dato che tutti i file descriptor
1527 vengono chiusi automaticamente alla sua uscita, e che, non generando figli,
1528 non è necessario preoccuparsi di gestire la loro terminazione.
1529
1530
1531 \subsection{Un server \textit{daytime} concorrente}
1532 \label{sec:TCP_daytime_cunc_server}
1533
1534 Il server \texttt{daytime} dell'esempio in
1535 sez.~\ref{sec:TCP_daytime_iter_server} è un tipico esempio di server iterativo,
1536 in cui viene servita una richiesta alla volta; in generale però, specie se il
1537 servizio è più complesso e comporta uno scambio di dati più sostanzioso di
1538 quello in questione, non è opportuno bloccare un server nel servizio di un
1539 client per volta; per questo si ricorre alle capacità di multitasking del
1540 sistema.
1541
1542 Come spiegato in sez.~\ref{sec:proc_fork} una delle modalità più comuni di
1543 funzionamento da parte dei server è quella di usare la funzione \func{fork}
1544 per creare, ad ogni richiesta da parte di un client, un processo figlio che si
1545 incarichi della gestione della comunicazione.  Si è allora riscritto il server
1546 \textit{daytime} dell'esempio precedente in forma concorrente, inserendo anche
1547 una opzione per la stampa degli indirizzi delle connessioni ricevute.
1548
1549 In fig.~\ref{fig:TCP_daytime_cunc_server_code} è mostrato un estratto del
1550 codice, in cui si sono tralasciati il trattamento delle opzioni e le parti
1551 rimaste invariate rispetto al precedente esempio (cioè tutta la parte
1552 riguardante l'apertura passiva del socket). Al solito il sorgente completo del
1553 server, nel file \texttt{TCP\_cunc\_daytimed.c}, è allegato insieme ai
1554 sorgenti degli altri esempi.
1555
1556 \begin{figure}[!htbp]
1557   \footnotesize \centering
1558   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1559     \includecodesample{listati/TCP_cunc_daytimed.c}
1560   \end{minipage} 
1561   \normalsize
1562   \caption{Esempio di codice di un server concorrente elementare per il 
1563     servizio daytime.}
1564   \label{fig:TCP_daytime_cunc_server_code}
1565 \end{figure}
1566
1567 Stavolta (\texttt{\small 21--26}) la funzione \func{accept} è chiamata
1568 fornendo una struttura di indirizzi in cui saranno ritornati l'indirizzo IP e
1569 la porta da cui il client effettua la connessione, che in un secondo tempo,
1570 (\texttt{\small 40--44}), se il logging è abilitato, stamperemo sullo standard
1571 output.
1572
1573 Quando \func{accept} ritorna il server chiama la funzione \func{fork}
1574 (\texttt{\small 27--31}) per creare il processo figlio che effettuerà
1575 (\texttt{\small 32--46}) tutte le operazioni relative a quella connessione,
1576 mentre il padre proseguirà l'esecuzione del ciclo principale in attesa di
1577 ulteriori connessioni.
1578
1579 Si noti come il figlio operi solo sul socket connesso, chiudendo
1580 immediatamente (\texttt{\small 33}) il socket \var{list\_fd}; mentre il padre
1581 continua ad operare solo sul socket in ascolto chiudendo (\texttt{\small 48})
1582 \var{conn\_fd} al ritorno dalla \func{fork}. Per quanto abbiamo detto in
1583 sez.~\ref{sec:TCP_func_close} nessuna delle due chiamate a \func{close} causa
1584 l'innesco della sequenza di chiusura perché il numero di riferimenti al file
1585 descriptor non si è annullato.
1586
1587 Infatti subito dopo la creazione del socket \var{list\_fd} ha una referenza, e
1588 lo stesso vale per \var{conn\_fd} dopo il ritorno di \func{accept}, ma dopo la
1589 \func{fork} i descrittori vengono duplicati nel padre e nel figlio per cui
1590 entrambi i socket si trovano con due referenze. Questo fa si che quando il
1591 padre chiude \var{sock\_fd} esso resta con una referenza da parte del figlio,
1592 e sarà definitivamente chiuso solo quando quest'ultimo, dopo aver completato
1593 le sue operazioni, chiamerà (\texttt{\small 45}) la funzione \func{close}.
1594
1595 In realtà per il figlio non sarebbe necessaria nessuna chiamata a
1596 \func{close}, in quanto con la \func{exit} finale (\texttt{\small 45}) tutti i
1597 file descriptor, quindi anche quelli associati ai socket, vengono
1598 automaticamente chiusi.  Tuttavia si è preferito effettuare esplicitamente le
1599 chiusure per avere una maggiore chiarezza del codice, e per evitare eventuali
1600 errori, prevenendo ad esempio un uso involontario del \textit{listening
1601   descriptor}.
1602
1603 Si noti invece come sia essenziale che il padre chiuda ogni volta il socket
1604 connesso dopo la \func{fork}; se così non fosse nessuno di questi socket
1605 sarebbe effettivamente chiuso dato che alla chiusura da parte del figlio
1606 resterebbe ancora un riferimento nel padre. Si avrebbero così due effetti: il
1607 padre potrebbe esaurire i descrittori disponibili (che sono un numero limitato
1608 per ogni processo) e soprattutto nessuna delle connessioni con i client
1609 verrebbe chiusa.
1610
1611 Come per ogni server iterativo il lavoro di risposta viene eseguito
1612 interamente dal processo figlio. Questo si incarica (\texttt{\small 34}) di
1613 chiamare \func{time} per leggere il tempo corrente, e di stamparlo
1614 (\texttt{\small 35}) sulla stringa contenuta in \var{buffer} con l'uso di
1615 \func{snprintf} e \func{ctime}. Poi la stringa viene scritta (\texttt{\small
1616   36--39}) sul socket, controllando che non ci siano errori. Anche in questo
1617 caso si è evitato il ricorso a \func{FullWrite} in quanto la stringa è
1618 estremamente breve e verrà senz'altro scritta in un singolo segmento.
1619
1620 Inoltre nel caso sia stato abilitato il \textit{logging} delle connessioni, si
1621 provvede anche (\texttt{\small 40--43}) a stampare sullo standard output
1622 l'indirizzo e la porta da cui il client ha effettuato la connessione, usando i
1623 valori contenuti nelle strutture restituite da \func{accept}, eseguendo le
1624 opportune conversioni con \func{inet\_ntop} e \func{ntohs}.
1625
1626 Ancora una volta l'esempio è estremamente semplificato, si noti come di nuovo
1627 non si sia gestita né la terminazione del processo né il suo uso come demone,
1628 che tra l'altro sarebbe stato incompatibile con l'uso della opzione di logging
1629 che stampa gli indirizzi delle connessioni sullo standard output. Un altro
1630 aspetto tralasciato è la gestione della terminazione dei processi figli,
1631 torneremo su questo più avanti quando tratteremo alcuni esempi di server più
1632 complessi.
1633
1634
1635
1636 \section{Un esempio più completo: il servizio \textit{echo}}
1637 \label{sec:TCP_echo_application}
1638
1639 L'esempio precedente, basato sul servizio \textit{daytime}, è un esempio molto
1640 elementare, in cui il flusso dei dati va solo nella direzione dal server al
1641 client. In questa sezione esamineremo un esempio di applicazione client/server
1642 un po' più complessa, che usi i socket TCP per una comunicazione in entrambe
1643 le direzioni.
1644
1645 Ci limiteremo a fornire una implementazione elementare, che usi solo le
1646 funzioni di base viste finora, ma prenderemo in esame, oltre al comportamento
1647 in condizioni normali, anche tutti i possibili scenari particolari (errori,
1648 sconnessione della rete, crash del client o del server durante la connessione)
1649 che possono avere luogo durante l'impiego di un'applicazione di rete, partendo
1650 da una versione primitiva che dovrà essere rimaneggiata di volta in volta per
1651 poter tenere conto di tutte le evenienze che si possono manifestare nella vita
1652 reale di un'applicazione di rete, fino ad arrivare ad un'implementazione
1653 completa.
1654
1655
1656 \subsection{Il servizio \textit{echo}}
1657 \label{sec:TCP_echo}
1658
1659
1660 Nella ricerca di un servizio che potesse fare da esempio per una comunicazione
1661 bidirezionale, si è deciso, seguendo la scelta di Stevens in \cite{UNP1}, di
1662 usare il servizio \textit{echo}, che si limita a restituire in uscita quanto
1663 immesso in ingresso. Infatti, nonostante la sua estrema semplicità, questo
1664 servizio costituisce il prototipo ideale per una generica applicazione di rete
1665 in cui un server risponde alle richieste di un client.  Nel caso di una
1666 applicazione più complessa quello che si potrà avere in più è una elaborazione
1667 dell'input del client, che in molti casi viene interpretato come un comando,
1668 da parte di un server che risponde fornendo altri dati in uscita.
1669
1670 Il servizio \textit{echo} è uno dei servizi standard solitamente provvisti
1671 direttamente dal superserver \cmd{inetd}, ed è definito
1672 dall'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc862.txt}{RFC~862}. Come dice il nome il
1673 servizio deve riscrivere indietro sul socket i dati che gli vengono inviati in
1674 ingresso. L'RFC descrive le specifiche del servizio sia per TCP che UDP, e per
1675 il primo stabilisce che una volta stabilita la connessione ogni dato in
1676 ingresso deve essere rimandato in uscita fintanto che il chiamante non ha
1677 chiude la connessione. Al servizio è assegnata la porta riservata 7.
1678
1679 Nel nostro caso l'esempio sarà costituito da un client che legge una linea di
1680 caratteri dallo standard input e la scrive sul server. A sua volta il server
1681 leggerà la linea dalla connessione e la riscriverà immutata all'indietro. Sarà
1682 compito del client leggere la risposta del server e stamparla sullo standard
1683 output.
1684
1685
1686 \subsection{Il client \textit{echo}: prima versione}
1687 \label{sec:TCP_echo_client}
1688
1689 Il codice della prima versione del client per il servizio \textit{echo},
1690 disponibile nel file \texttt{TCP\_echo\_first.c}, è riportato in
1691 fig.~\ref{fig:TCP_echo_client_1}. Esso ricalca la struttura del precedente
1692 client per il servizio \textit{daytime} (vedi
1693 sez.~\ref{sec:TCP_daytime_client}), e la prima parte (\texttt{\small 10--27})
1694 è sostanzialmente identica, a parte l'uso di una porta diversa.
1695
1696 \begin{figure}[!htbp]
1697   \footnotesize \centering
1698   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1699     \includecodesample{listati/TCP_echo_first.c}
1700   \end{minipage} 
1701   \normalsize
1702   \caption{Codice della prima versione del client \textit{echo}.}
1703   \label{fig:TCP_echo_client_1}
1704 \end{figure}
1705
1706 Al solito si è tralasciata la sezione relativa alla gestione delle opzioni a
1707 riga di comando.  Una volta dichiarate le variabili, si prosegue
1708 (\texttt{\small 10--13}) con della creazione del socket con l'usuale controllo
1709 degli errori, alla preparazione (\texttt{\small 14--17}) della struttura
1710 dell'indirizzo, che stavolta usa la porta 7 riservata al servizio
1711 \textit{echo}, infine si converte (\texttt{\small 18--22}) l'indirizzo
1712 specificato a riga di comando.  A questo punto (\texttt{\small 23--27}) si può
1713 eseguire la connessione al server secondo la stessa modalità usata in
1714 sez.~\ref{sec:TCP_daytime_client}.
1715
1716 Completata la connessione, per gestire il funzionamento del protocollo si usa
1717 la funzione \code{ClientEcho}, il cui codice si è riportato a parte in
1718 fig.~\ref{fig:TCP_client_echo_sub}. Questa si preoccupa di gestire tutta la
1719 comunicazione, leggendo una riga alla volta dallo standard input \file{stdin},
1720 scrivendola sul socket e ristampando su \file{stdout} quanto ricevuto in
1721 risposta dal server. Al ritorno dalla funzione (\texttt{\small 30--31}) anche
1722 il programma termina.
1723
1724 La funzione \code{ClientEcho} utilizza due buffer (\texttt{\small 3}) per
1725 gestire i dati inviati e letti sul socket.  La comunicazione viene gestita
1726 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 5--10}), i dati da inviare sulla
1727 connessione vengono presi dallo \file{stdin} usando la funzione \func{fgets},
1728 che legge una linea di testo (terminata da un \texttt{CR} e fino al massimo di
1729 \const{MAXLINE} caratteri) e la salva sul buffer di invio.
1730
1731 Si usa poi (\texttt{\small 6}) la funzione \func{FullWrite}, vista in
1732 sez.~\ref{sec:sock_io_behav}, per scrivere i dati sul socket, gestendo
1733 automaticamente l'invio multiplo qualora una singola \func{write} non sia
1734 sufficiente.  I dati vengono riletti indietro (\texttt{\small 7}) con una
1735 \func{read}\footnote{si è fatta l'assunzione implicita che i dati siano
1736   contenuti tutti in un solo segmento, così che la chiamata a \func{read} li
1737   restituisca sempre tutti; avendo scelto una dimensione ridotta per il buffer
1738   questo sarà sempre vero, vedremo più avanti come superare il problema di
1739   rileggere indietro tutti e soli i dati disponibili, senza bloccarsi.} sul
1740 buffer di ricezione e viene inserita (\texttt{\small 8}) la terminazione della
1741 stringa e per poter usare (\texttt{\small 9}) la funzione \func{fputs} per
1742 scriverli su \file{stdout}.
1743
1744 \begin{figure}[!htbp]
1745   \footnotesize \centering
1746   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1747     \includecodesample{listati/ClientEcho_first.c}
1748   \end{minipage} 
1749   \normalsize
1750   \caption{Codice della prima versione della funzione \texttt{ClientEcho} per 
1751     la gestione del servizio \textit{echo}.}
1752   \label{fig:TCP_client_echo_sub}
1753 \end{figure}
1754
1755 Quando si concluderà l'invio di dati mandando un end-of-file sullo standard
1756 input si avrà il ritorno di \func{fgets} con un puntatore nullo (si riveda
1757 quanto spiegato in sez.~\ref{sec:file_line_io}) e la conseguente uscita dal
1758 ciclo; al che la subroutine ritorna ed il nostro programma client termina.
1759
1760 Si può effettuare una verifica del funzionamento del client abilitando il
1761 servizio \textit{echo} nella configurazione di \cmd{initd} sulla propria
1762 macchina ed usandolo direttamente verso di esso in locale, vedremo in
1763 dettaglio più avanti (in sez.~\ref{sec:TCP_echo_startup}) il funzionamento del
1764 programma, usato però con la nostra versione del server \textit{echo}, che
1765 illustriamo immediatamente.
1766
1767
1768 \subsection{Il server \textit{echo}: prima versione}
1769 \label{sec:TCPsimp_server_main}
1770
1771 La prima versione del server, contenuta nel file \texttt{TCP\_echod\_first.c},
1772 è riportata in fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_first_code}. Come abbiamo fatto
1773 per il client anche il server è stato diviso in un corpo principale,
1774 costituito dalla funzione \code{main}, che è molto simile a quello visto nel
1775 precedente esempio per il server del servizio \textit{daytime} di
1776 sez.~\ref{sec:TCP_daytime_cunc_server}, e da una funzione ausiliaria
1777 \code{ServEcho} che si cura della gestione del servizio.
1778
1779 \begin{figure}[!htbp]
1780   \footnotesize \centering
1781   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1782     \includecodesample{listati/TCP_echod_first.c}
1783   \end{minipage} 
1784   \normalsize
1785   \caption{Codice del corpo principale della prima versione del server
1786     per il servizio \textit{echo}.}
1787   \label{fig:TCP_echo_server_first_code}
1788 \end{figure}
1789
1790 In questo caso però, rispetto a quanto visto nell'esempio di
1791 fig.~\ref{fig:TCP_daytime_cunc_server_code} si è preferito scrivere il server
1792 curando maggiormente alcuni dettagli, per tenere conto anche di alcune
1793 esigenze generali (che non riguardano direttamente la rete), come la
1794 possibilità di lanciare il server anche in modalità interattiva e la cessione
1795 dei privilegi di amministratore non appena questi non sono più necessari.
1796
1797 La sezione iniziale del programma (\texttt{\small 8--21}) è la stessa del
1798 server di sez.~\ref{sec:TCP_daytime_cunc_server}, ed ivi descritta in
1799 dettaglio: crea il socket, inizializza l'indirizzo e esegue \func{bind}; dato
1800 che quest'ultima funzione viene usata su una porta riservata, il server dovrà
1801 essere eseguito da un processo con i privilegi di amministratore, pena il
1802 fallimento della chiamata.
1803
1804 Una volta eseguita la funzione \func{bind} però i privilegi di amministratore
1805 non sono più necessari, per questo è sempre opportuno rilasciarli, in modo da
1806 evitare problemi in caso di eventuali vulnerabilità del server.  Per questo
1807 prima (\texttt{\small 22--26}) si esegue \func{setgid} per assegnare il
1808 processo ad un gruppo senza privilegi,\footnote{si è usato il valore 65534,
1809   ovvero -1 per il formato \ctyp{short}, che di norma in tutte le
1810   distribuzioni viene usato per identificare il gruppo \texttt{nogroup} e
1811   l'utente \texttt{nobody}, usati appunto per eseguire programmi che non
1812   richiedono nessun privilegio particolare.} e poi si ripete (\texttt{\small
1813   27--30}) l'operazione usando \func{setuid} per cambiare anche
1814 l'utente.\footnote{si tenga presente che l'ordine in cui si eseguono queste
1815   due operazioni è importante, infatti solo avendo i privilegi di
1816   amministratore si può cambiare il gruppo di un processo ad un altro di cui
1817   non si fa parte, per cui chiamare prima \func{setuid} farebbe fallire una
1818   successiva chiamata a \func{setgid}.  Inoltre si ricordi (si riveda quanto
1819   esposto in sez.~\ref{sec:proc_perms}) che usando queste due funzioni il
1820   rilascio dei privilegi è irreversibile.}  Infine (\texttt{\small 30--36}),
1821 qualora sia impostata la variabile \var{demonize}, prima (\texttt{\small 31})
1822 si apre il sistema di logging per la stampa degli errori, e poi
1823 (\texttt{\small 32--35}) si invoca \func{daemon} per eseguire in background il
1824 processo come demone.
1825
1826 A questo punto il programma riprende di nuovo lo schema già visto usato dal
1827 server per il servizio \textit{daytime}, con l'unica differenza della chiamata
1828 alla funzione \code{PrintErr}, riportata in fig.~\ref{fig:TCP_PrintErr}, al
1829 posto di \func{perror} per la stampa degli errori. 
1830
1831 Si inizia con il porre (\texttt{\small 37--41}) in ascolto il socket, e poi si
1832 esegue indefinitamente il ciclo principale (\texttt{\small 42--59}).
1833 All'interno di questo si ricevono (\texttt{\small 43--47}) le connessioni,
1834 creando (\texttt{\small 48--51}) un processo figlio per ciascuna di esse.
1835 Quest'ultimo (\texttt{\small 52--56}), chiuso (\texttt{\small 53}) il
1836 \textit{listening socket}, esegue (\texttt{\small 54}) la funzione di gestione
1837 del servizio \code{ServEcho}, ed al ritorno di questa esce (\texttt{\small
1838   55}).
1839
1840 Il padre invece si limita (\texttt{\small 57}) a chiudere il \textit{connected
1841   socket} per ricominciare da capo il ciclo in attesa di nuove connessioni. In
1842 questo modo si ha un server concorrente. La terminazione del padre non è
1843 gestita esplicitamente, e deve essere effettuata inviando un segnale al
1844 processo.
1845
1846 Avendo trattato direttamente la gestione del programma come demone, si è
1847 dovuto anche provvedere alla necessità di poter stampare eventuali messaggi di
1848 errore attraverso il sistema del \textit{syslog} trattato in
1849 sez.~\ref{sec:sess_daemon}. Come accennato questo è stato fatto utilizzando
1850 come \textit{wrapper} la funzione \code{PrintErr}, il cui codice è riportato
1851 in fig.~\ref{fig:TCP_PrintErr}.
1852
1853 In essa ci si limita a controllare (\texttt{\small 2}) se è stato impostato
1854 (valore attivo per default) l'uso come demone, nel qual caso (\texttt{\small
1855   3}) si usa \func{syslog} (vedi sez.~\ref{sec:sess_daemon}) per stampare il
1856 messaggio di errore fornito come argomento sui log di sistema. Se invece si è
1857 in modalità interattiva (attivabile con l'opzione \texttt{-i}) si usa
1858 (\texttt{\small 5}) semplicemente la funzione \func{perror} per stampare sullo
1859 standard error.
1860
1861 \begin{figure}[!htbp]
1862   \footnotesize \centering
1863   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1864     \includecodesample{listati/PrintErr.c}
1865   \end{minipage} 
1866   \normalsize
1867   \caption{Codice della funzione \code{PrintErr} per la
1868     generalizzazione della stampa degli errori sullo standard input o
1869     attraverso il \texttt{syslog}.}
1870   \label{fig:TCP_PrintErr}
1871 \end{figure}
1872
1873 La gestione del servizio \textit{echo} viene effettuata interamente nella
1874 funzione \code{ServEcho}, il cui codice è mostrato in
1875 fig.~\ref{fig:TCP_ServEcho_first}, e la comunicazione viene gestita all'interno
1876 di un ciclo (\texttt{\small 6--13}).  I dati inviati dal client vengono letti
1877 (\texttt{\small 6}) dal socket con una semplice \func{read}, di cui non si
1878 controlla lo stato di uscita, assumendo che ritorni solo in presenza di dati
1879 in arrivo. La riscrittura (\texttt{\small 7}) viene invece gestita dalla
1880 funzione \func{FullWrite} (descritta in fig.~\ref{fig:sock_FullWrite_code}) che
1881 si incarica di tenere conto automaticamente della possibilità che non tutti i
1882 dati di cui è richiesta la scrittura vengano trasmessi con una singola
1883 \func{write}.
1884
1885 \begin{figure}[!htbp] 
1886   \footnotesize \centering
1887   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1888     \includecodesample{listati/ServEcho_first.c}
1889   \end{minipage} 
1890   \normalsize
1891   \caption{Codice della prima versione della funzione \code{ServEcho} per la
1892     gestione del servizio \textit{echo}.}
1893   \label{fig:TCP_ServEcho_first}
1894 \end{figure}
1895
1896 In caso di errore di scrittura (si ricordi che \func{FullWrite} restituisce un
1897 valore nullo in caso di successo) si provvede (\texttt{\small 8--10}) a
1898 stampare il relativo messaggio con \func{PrintErr}.  Quando il client chiude
1899 la connessione il ricevimento del FIN fa ritornare la \func{read} con un
1900 numero di byte letti pari a zero, il che causa l'uscita dal ciclo e il ritorno
1901 (\texttt{\small 12}) della funzione, che a sua volta causa la terminazione del
1902 processo figlio.
1903
1904
1905 \subsection{L'avvio e il funzionamento normale}
1906 \label{sec:TCP_echo_startup}
1907
1908 Benché il codice dell'esempio precedente sia molto ridotto, esso ci permetterà
1909 di considerare in dettaglio le varie problematiche che si possono incontrare
1910 nello scrivere un'applicazione di rete. Infatti attraverso l'esame delle sue
1911 modalità di funzionamento normali, all'avvio e alla terminazione, e di quello
1912 che avviene nelle varie situazioni limite, da una parte potremo approfondire
1913 la comprensione del protocollo TCP/IP e dall'altra ricavare le indicazioni
1914 necessarie per essere in grado di scrivere applicazioni robuste, in grado di
1915 gestire anche i casi limite.
1916
1917 Il primo passo è compilare e lanciare il server (da root, per poter usare la
1918 porta 7 che è riservata), alla partenza esso eseguirà l'apertura passiva con
1919 la sequenza delle chiamate a \func{socket}, \func{bind}, \func{listen} e poi
1920 si bloccherà nella \func{accept}. A questo punto si potrà controllarne lo
1921 stato con \cmd{netstat}:
1922 \begin{verbatim}
1923 [piccardi@roke piccardi]$ netstat -at
1924 Active Internet connections (servers and established)
1925 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State 
1926 ...
1927 tcp        0      0 *:echo                  *:*                     LISTEN
1928 ...
1929 \end{verbatim} %$
1930 che ci mostra come il socket sia in ascolto sulla porta richiesta, accettando
1931 connessioni da qualunque indirizzo e da qualunque porta e su qualunque
1932 interfaccia locale.
1933
1934 A questo punto si può lanciare il client, esso chiamerà \func{socket} e
1935 \func{connect}; una volta completato il \itindex{three~way~handshake}
1936 \textit{three way handshake} la connessione è stabilita; la \func{connect}
1937 ritornerà nel client\footnote{si noti che è sempre la \func{connect} del
1938   client a ritornare per prima, in quanto questo avviene alla ricezione del
1939   secondo segmento (l'ACK del server) del \itindex{three~way~handshake}
1940   \textit{three way handshake}, la \func{accept} del server ritorna solo dopo
1941   un altro mezzo RTT quando il terzo segmento (l'ACK del client) viene
1942   ricevuto.}  e la \func{accept} nel server, ed usando di nuovo \cmd{netstat}
1943 otterremmo che:
1944 \begin{verbatim}
1945 Active Internet connections (servers and established)
1946 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State
1947 tcp        0      0 *:echo                  *:*                     LISTEN
1948 tcp        0      0 roke:echo               gont:32981              ESTABLISHED
1949 \end{verbatim}
1950 mentre per quanto riguarda l'esecuzione dei programmi avremo che:
1951 \begin{itemize}
1952 \item il client chiama la funzione \code{ClientEcho} che si blocca sulla
1953   \func{fgets} dato che non si è ancora scritto nulla sul terminale.
1954 \item il server eseguirà una \func{fork} facendo chiamare al processo figlio
1955   la funzione \code{ServEcho}, quest'ultima si bloccherà sulla \func{read}
1956   dal socket sul quale ancora non sono presenti dati.
1957 \item il processo padre del server chiamerà di nuovo \func{accept}
1958   bloccandosi fino all'arrivo di un'altra connessione.
1959 \end{itemize}
1960 e se usiamo il comando \cmd{ps} per esaminare lo stato dei processi otterremo
1961 un risultato del tipo:
1962 \begin{verbatim}
1963 [piccardi@roke piccardi]$ ps ax
1964   PID TTY      STAT   TIME COMMAND
1965  ...  ...      ...    ...  ...
1966  2356 pts/0    S      0:00 ./echod
1967  2358 pts/1    S      0:00 ./echo 127.0.0.1
1968  2359 pts/0    S      0:00 ./echod
1969 \end{verbatim} %$
1970 (dove si sono cancellate le righe inutili) da cui si evidenzia la presenza di
1971 tre processi, tutti in stato di \textit{sleep} (vedi
1972 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}).
1973
1974 Se a questo punto si inizia a scrivere qualcosa sul client non sarà trasmesso
1975 niente fin tanto che non si prema il tasto di a capo (si ricordi quanto detto
1976 in sez.~\ref{sec:file_line_io} a proposito dell'I/O su terminale), solo allora
1977 \func{fgets} ritornerà ed il client scriverà quanto immesso sul socket, per
1978 poi passare a rileggere quanto gli viene inviato all'indietro dal server, che
1979 a sua volta sarà inviato sullo standard output, che nel caso ne provoca
1980 l'immediata stampa a video.
1981
1982
1983 \subsection{La conclusione normale}
1984 \label{sec:TCP_echo_conclusion}
1985
1986 Tutto quello che scriveremo sul client sarà rimandato indietro dal server e
1987 ristampato a video fintanto che non concluderemo l'immissione dei dati; una
1988 sessione tipica sarà allora del tipo: 
1989 \begin{verbatim}
1990 [piccardi@roke sources]$ ./echo 127.0.0.1
1991 Questa e` una prova
1992 Questa e` una prova
1993 Ho finito
1994 Ho finito
1995 \end{verbatim} %$
1996 che termineremo inviando un EOF dal terminale (usando la combinazione di tasti
1997 ctrl-D, che non compare a schermo); se eseguiamo un \cmd{netstat} a questo
1998 punto avremo:
1999 \begin{verbatim}
2000 [piccardi@roke piccardi]$ netstat -at 
2001 tcp        0      0 *:echo                  *:*                     LISTEN
2002 tcp        0      0 localhost:33032         localhost:echo          TIME_WAIT
2003 \end{verbatim} %$
2004 con il client che entra in \texttt{TIME\_WAIT}.
2005
2006 Esaminiamo allora in dettaglio la sequenza di eventi che porta alla
2007 terminazione normale della connessione, che ci servirà poi da riferimento
2008 quando affronteremo il comportamento in caso di conclusioni anomale:
2009
2010 \begin{enumerate}
2011 \item inviando un carattere di EOF da terminale la \func{fgets} ritorna
2012   restituendo un puntatore nullo che causa l'uscita dal ciclo di \code{while},
2013   così la funzione \code{ClientEcho} ritorna.
2014 \item al ritorno di \code{ClientEcho} ritorna anche la funzione \code{main}, e
2015   come parte del processo di terminazione tutti i file descriptor vengono chiusi
2016   (si ricordi quanto detto in sez.~\ref{sec:proc_term_conclusion}); questo
2017   causa la chiusura del socket di comunicazione; il client allora invierà un
2018   FIN al server a cui questo risponderà con un ACK.  A questo punto il client
2019   verrà a trovarsi nello stato \texttt{FIN\_WAIT\_2} ed il server nello stato
2020   \texttt{CLOSE\_WAIT} (si riveda quanto spiegato in
2021   sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}).
2022 \item quando il server riceve il FIN la \func{read} del processo figlio che
2023   gestisce la connessione ritorna restituendo 0 causando così l'uscita dal
2024   ciclo e il ritorno di \code{ServEcho}, a questo punto il processo figlio
2025   termina chiamando \func{exit}.
2026 \item all'uscita del figlio tutti i file descriptor vengono chiusi, la
2027   chiusura del socket connesso fa sì che venga effettuata la sequenza finale
2028   di chiusura della connessione, viene emesso un FIN dal server che riceverà
2029   un ACK dal client, a questo punto la connessione è conclusa e il client
2030   resta nello stato \texttt{TIME\_WAIT}.
2031 \end{enumerate}
2032
2033
2034 \subsection{La gestione dei processi figli}
2035 \label{sec:TCP_child_hand}
2036
2037 Tutto questo riguarda la connessione, c'è però da tenere conto dell'effetto
2038 del procedimento di chiusura del processo figlio nel server (si veda quanto
2039 esaminato in sez.~\ref{sec:proc_termination}). In questo caso avremo l'invio
2040 del segnale \signal{SIGCHLD} al padre, ma dato che non si è installato un
2041 gestore e che l'azione predefinita per questo segnale è quella di essere
2042 ignorato, non avendo predisposto la ricezione dello stato di terminazione,
2043 otterremo che il processo figlio entrerà nello stato di \itindex{zombie}
2044 \textit{zombie} (si riveda quanto illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigchld}),
2045 come risulterà ripetendo il comando \cmd{ps}:
2046 \begin{verbatim}
2047  2356 pts/0    S      0:00 ./echod
2048  2359 pts/0    Z      0:00 [echod <defunct>]
2049 \end{verbatim}
2050
2051 Dato che non è il caso di lasciare processi \itindex{zombie} \textit{zombie},
2052 occorrerà ricevere opportunamente lo stato di terminazione del processo (si
2053 veda sez.~\ref{sec:proc_wait}), cosa che faremo utilizzando \signal{SIGCHLD}
2054 secondo quanto illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigchld}. Una prima modifica al
2055 nostro server è pertanto quella di inserire la gestione della terminazione dei
2056 processi figli attraverso l'uso di un gestore.  Per questo useremo la funzione
2057 \code{Signal} (che abbiamo illustrato in fig.~\ref{fig:sig_Signal_code}), per
2058 installare il gestore che riceve i segnali dei processi figli terminati già
2059 visto in fig.~\ref{fig:sig_sigchld_handl}.  Basterà allora aggiungere il
2060 seguente codice: \includecodesnip{listati/sigchildhand.c}
2061 \noindent
2062 all'esempio illustrato in fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_first_code}.
2063
2064 In questo modo però si introduce un altro problema. Si ricordi infatti che,
2065 come spiegato in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, quando un programma si trova in
2066 stato di \texttt{sleep} durante l'esecuzione di una \textit{system call},
2067 questa viene interrotta alla ricezione di un segnale. Per questo motivo, alla
2068 fine dell'esecuzione del gestore del segnale, se questo ritorna, il programma
2069 riprenderà l'esecuzione ritornando dalla \textit{system call} interrotta con
2070 un errore di \errcode{EINTR}.
2071
2072 Vediamo allora cosa comporta tutto questo nel nostro caso: quando si chiude il
2073 client, il processo figlio che gestisce la connessione terminerà, ed il padre,
2074 per evitare la creazione di \itindex{zombie} \textit{zombie}, riceverà il
2075 segnale \signal{SIGCHLD} eseguendo il relativo gestore. Al ritorno del gestore
2076 però l'esecuzione nel padre ripartirà subito con il ritorno della funzione
2077 \func{accept} (a meno di un caso fortuito in cui il segnale arriva durante
2078 l'esecuzione del programma in risposta ad una connessione) con un errore di
2079 \errcode{EINTR}. Non avendo previsto questa eventualità il programma considera
2080 questo un errore fatale terminando a sua volta con un messaggio del tipo:
2081 \begin{verbatim}
2082 [root@gont sources]# ./echod -i
2083 accept error: Interrupted system call
2084 \end{verbatim}%#
2085
2086 Come accennato in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha} le conseguenze di questo
2087 comportamento delle \textit{system call} possono essere superate in due modi
2088 diversi, il più semplice è quello di modificare il codice di \func{Signal} per
2089 richiedere il riavvio automatico delle \textit{system call} interrotte secondo
2090 la semantica di BSD, usando l'opzione \const{SA\_RESTART} di \func{sigaction};
2091 rispetto a quanto visto in fig.~\ref{fig:sig_Signal_code}. Definiremo allora
2092 la nuova funzione \func{SignalRestart}\footnote{anche questa è definita,
2093   insieme alle altre funzioni riguardanti la gestione dei segnali, nel file
2094   \file{SigHand.c}, il cui contento completo può essere trovato negli esempi
2095   allegati.} come mostrato in fig.~\ref{fig:sig_SignalRestart_code}, ed
2096 installeremo il gestore usando quest'ultima.
2097
2098 \begin{figure}[!htbp]
2099   \footnotesize \centering
2100   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2101     \includecodesample{listati/SignalRestart.c}
2102   \end{minipage}  
2103   \normalsize 
2104   \caption{La funzione \func{SignalRestart}, che installa un gestore di
2105     segnali in semantica BSD per il riavvio automatico delle \textit{system
2106       call} interrotte.}
2107   \label{fig:sig_SignalRestart_code}
2108 \end{figure}
2109
2110 Come si può notare questa funzione è identica alla precedente \func{Signal},
2111 illustrata in fig.~\ref{fig:sig_Signal_code}, solo che in questo caso invece
2112 di inizializzare a zero il campo \var{sa\_flags} di \struct{sigaction}, lo si
2113 inizializza (\texttt{\small 5}) al valore \const{SA\_RESTART}. Usando questa
2114 funzione al posto di \func{Signal} nel server non è necessaria nessuna altra
2115 modifica: le \textit{system call} interrotte saranno automaticamente
2116 riavviate, e l'errore \errcode{EINTR} non si manifesterà più.
2117
2118 La seconda soluzione è più invasiva e richiede di controllare tutte le volte
2119 l'errore restituito dalle varie \textit{system call}, ripetendo la chiamata
2120 qualora questo corrisponda ad \errcode{EINTR}. Questa soluzione ha però il
2121 pregio della portabilità, infatti lo standard POSIX dice che la funzionalità
2122 di riavvio automatico delle \textit{system call}, fornita da
2123 \const{SA\_RESTART}, è opzionale, per cui non è detto che essa sia disponibile
2124 su qualunque sistema.  Inoltre in certi casi,\footnote{Stevens in \cite{UNP1}
2125   accenna che la maggior parte degli Unix derivati da BSD non fanno ripartire
2126   \func{select}; altri non riavviano neanche \func{accept} e \func{recvfrom},
2127   cosa che invece nel caso di Linux viene sempre fatta.} anche quando questa è
2128 presente, non è detto possa essere usata con \func{accept}.
2129
2130
2131 La portabilità nella gestione dei segnali però viene al costo di una
2132 riscrittura parziale del server, la nuova versione di questo, in cui si sono
2133 introdotte una serie di nuove opzioni che ci saranno utili per il debug, è
2134 mostrata in fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_code_second}, dove si sono riportate
2135 la sezioni di codice modificate nella seconda versione del programma, il
2136 codice completo di quest'ultimo si trova nel file
2137 \texttt{TCP\_echod\_second.c} dei sorgenti allegati alla guida.
2138
2139 La prima modifica effettuata è stata quella di introdurre una nuova opzione a
2140 riga di comando, \texttt{-c}, che permette di richiedere il comportamento
2141 compatibile nella gestione di \signal{SIGCHLD} al posto della semantica BSD
2142 impostando la variabile \var{compat} ad un valore non nullo. Questa è
2143 preimpostata al valore nullo, cosicché se non si usa questa opzione il
2144 comportamento di default del server è di usare la semantica BSD. 
2145
2146 Una seconda opzione aggiunta è quella di inserire un tempo di attesa fisso
2147 specificato in secondi fra il ritorno della funzione \func{listen} e la
2148 chiamata di \func{accept}, specificabile con l'opzione \texttt{-w}, che
2149 permette di impostare la variabile \var{waiting}.  Infine si è introdotta una
2150 opzione \texttt{-d} per abilitare il debugging che imposta ad un valore non
2151 nullo la variabile \var{debugging}. Al solito si è omessa da
2152 fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_code_second} la sezione di codice relativa alla
2153 gestione di tutte queste opzioni, che può essere trovata nel sorgente del
2154 programma.
2155
2156 \begin{figure}[!htbp]
2157   \footnotesize \centering
2158   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2159     \includecodesample{listati/TCP_echod_second.c}
2160   \end{minipage} 
2161   \normalsize
2162   \caption{La sezione nel codice della seconda versione del server
2163     per il servizio \textit{echo} modificata per tener conto dell'interruzione
2164     delle \textit{system call}.}
2165   \label{fig:TCP_echo_server_code_second}
2166 \end{figure}
2167
2168 Vediamo allora come è cambiato il nostro server; una volta definite le
2169 variabili e trattate le opzioni il primo passo (\texttt{\small 9--13}) è
2170 verificare la semantica scelta per la gestione di \signal{SIGCHLD}, a seconda
2171 del valore di \var{compat} (\texttt{\small 9}) si installa il gestore con la
2172 funzione \func{Signal} (\texttt{\small 10}) o con \texttt{SignalRestart}
2173 (\texttt{\small 12}), essendo quest'ultimo il valore di default.
2174
2175 Tutta la sezione seguente, che crea il socket, cede i privilegi di
2176 amministratore ed eventualmente lancia il programma come demone, è rimasta
2177 invariata e pertanto è stata omessa in
2178 fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_code_second}; l'unica modifica effettuata prima
2179 dell'entrata nel ciclo principale è stata quella di aver introdotto, subito
2180 dopo la chiamata (\texttt{\small 17--20}) alla funzione \func{listen}, una
2181 eventuale pausa con una condizione (\texttt{\small 21}) sulla variabile
2182 \var{waiting}, che viene inizializzata, con l'opzione \texttt{-w Nsec}, al
2183 numero di secondi da aspettare (il valore preimpostato è nullo).
2184
2185 Si è potuto lasciare inalterata tutta la sezione di creazione del socket
2186 perché nel server l'unica chiamata ad una \textit{system call} lenta, che può
2187 essere interrotta dall'arrivo di \signal{SIGCHLD}, è quella ad \func{accept},
2188 che è l'unica funzione che può mettere il processo padre in stato di sleep nel
2189 periodo in cui un figlio può terminare; si noti infatti come le altre
2190 \index{system~call~lente} \textit{system call} lente (si ricordi la
2191 distinzione fatta in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}) o sono chiamate prima di
2192 entrare nel ciclo principale, quando ancora non esistono processi figli, o
2193 sono chiamate dai figli stessi e non risentono di \signal{SIGCHLD}.
2194
2195 Per questo l'unica modifica sostanziale nel ciclo principale (\texttt{\small
2196   23--42}), rispetto precedente versione di fig.~\ref{fig:TCP_ServEcho_first},
2197 è nella sezione (\texttt{\small 25--31}) in cui si effettua la chiamata di
2198 \func{accept}.  Quest'ultima viene effettuata (\texttt{\small 26--27})
2199 all'interno di un ciclo di \code{while}\footnote{la sintassi del C relativa a
2200   questo ciclo può non essere del tutto chiara. In questo caso infatti si è
2201   usato un ciclo vuoto che non esegue nessuna istruzione, in questo modo
2202   quello che viene ripetuto con il ciclo è soltanto il codice che esprime la
2203   condizione all'interno del \code{while}.}  che la ripete indefinitamente
2204 qualora in caso di errore il valore di \var{errno} sia \errcode{EINTR}. Negli
2205 altri casi si esce in caso di errore effettivo (\texttt{\small 27--29}),
2206 altrimenti il programma prosegue.
2207
2208 Si noti che in questa nuova versione si è aggiunta una ulteriore sezione
2209 (\texttt{\small 32--40}) di aiuto per il debug del programma, che eseguita con
2210 un controllo (\texttt{\small 33}) sul valore della variabile \var{debugging}
2211 impostato dall'opzione \texttt{-d}. Qualora questo sia nullo, come
2212 preimpostato, non accade nulla. altrimenti (\texttt{\small 33}) l'indirizzo
2213 ricevuto da \var{accept} viene convertito in una stringa che poi
2214 (\texttt{\small 34--39}) viene opportunamente stampata o sullo schermo o nei
2215 log.
2216
2217 Infine come ulteriore miglioria si è perfezionata la funzione \code{ServEcho},
2218 sia per tenere conto della nuova funzionalità di debugging, che per effettuare
2219 un controllo in caso di errore; il codice della nuova versione è mostrato in
2220 fig.~\ref{fig:TCP_ServEcho_second}.
2221
2222 \begin{figure}[!htbp] 
2223   \footnotesize \centering
2224   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2225     \includecodesample{listati/ServEcho_second.c}
2226   \end{minipage} 
2227   \normalsize
2228   \caption{Codice della seconda versione della funzione \code{ServEcho} per la
2229     gestione del servizio \textit{echo}.}
2230   \label{fig:TCP_ServEcho_second}
2231 \end{figure}
2232
2233 Rispetto alla precedente versione di fig.~\ref{fig:TCP_ServEcho_first} in
2234 questo caso si è provveduto a controllare (\texttt{\small 7--10}) il valore di
2235 ritorno di \func{read} per rilevare un eventuale errore, in modo da stampare
2236 (\texttt{\small 8}) un messaggio di errore e ritornare (\texttt{\small 9})
2237 concludendo la connessione.
2238
2239 Inoltre qualora sia stata attivata la funzionalità di debug (avvalorando
2240 \var{debugging} tramite l'apposita opzione \texttt{-d}) si provvederà a
2241 stampare (tenendo conto della modalità di invocazione del server, se
2242 interattiva o in forma di demone) il numero di byte e la stringa letta dal
2243 client (\texttt{\small 16--24}).
2244
2245
2246 \section{I vari scenari critici}
2247 \label{sec:TCP_echo_critical}
2248
2249 Con le modifiche viste in sez.~\ref{sec:TCP_child_hand} il nostro esempio
2250 diventa in grado di affrontare la gestione ordinaria delle connessioni, ma un
2251 server di rete deve tenere conto che, al contrario di quanto avviene per i
2252 server che operano nei confronti di processi presenti sulla stessa macchina,
2253 la rete è di sua natura inaffidabile, per cui è necessario essere in grado di
2254 gestire tutta una serie di situazioni critiche che non esistono per i processi
2255 locali.
2256
2257
2258 \subsection{La terminazione precoce della connessione}
2259 \label{sec:TCP_conn_early_abort}
2260
2261 La prima situazione critica è quella della terminazione precoce, causata da un
2262 qualche errore sulla rete, della connessione effettuata da un client. Come
2263 accennato in sez.~\ref{sec:TCP_func_accept} la funzione \func{accept} riporta
2264 tutti gli eventuali errori di rete pendenti su una connessione sul
2265 \textit{connected socket}. Di norma questo non è un problema, in quanto non
2266 appena completata la connessione, \func{accept} ritorna e l'errore sarà
2267 rilevato in seguito, dal processo che gestisce la connessione, alla prima
2268 chiamata di una funzione che opera sul socket.
2269
2270 È però possibile, dal punto di vista teorico, incorrere anche in uno scenario
2271 del tipo di quello mostrato in fig.~\ref{fig:TCP_early_abort}, in cui la
2272 connessione viene abortita sul lato client per un qualche errore di rete con
2273 l'invio di un segmento RST, prima che nel server sia stata chiamata la
2274 funzione \func{accept}.
2275
2276 \begin{figure}[!htb]
2277   \centering \includegraphics[width=10cm]{img/tcp_client_early_abort}  
2278   \caption{Un possibile caso di terminazione precoce della connessione.}
2279   \label{fig:TCP_early_abort}
2280 \end{figure}
2281
2282 Benché questo non sia un fatto comune, un evento simile può essere osservato
2283 con dei server molto occupati. In tal caso, con una struttura del server
2284 simile a quella del nostro esempio, in cui la gestione delle singole
2285 connessioni è demandata a processi figli, può accadere che il \textit{three
2286   way handshake} \itindex{three~way~handshake} venga completato e la relativa
2287 connessione abortita subito dopo, prima che il padre, per via del carico della
2288 macchina, abbia fatto in tempo ad eseguire la chiamata ad \func{accept}. Di
2289 nuovo si ha una situazione analoga a quella illustrata in
2290 fig.~\ref{fig:TCP_early_abort}, in cui la connessione viene stabilita, ma
2291 subito dopo si ha una condizione di errore che la chiude prima che essa sia
2292 stata accettata dal programma.
2293
2294 Questo significa che, oltre alla interruzione da parte di un segnale, che
2295 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:TCP_child_hand} nel caso particolare di
2296 \signal{SIGCHLD}, si possono ricevere altri errori non fatali all'uscita di
2297 \func{accept}, che come nel caso precedente, necessitano semplicemente la
2298 ripetizione della chiamata senza che si debba uscire dal programma. In questo
2299 caso anche la versione modificata del nostro server non sarebbe adatta, in
2300 quanto uno di questi errori causerebbe la terminazione dello stesso. In Linux
2301 i possibili errori di rete non fatali, riportati sul socket connesso al
2302 ritorno di \func{accept}, sono \errcode{ENETDOWN}, \errcode{EPROTO},
2303 \errcode{ENOPROTOOPT}, \errcode{EHOSTDOWN}, \errcode{ENONET},
2304 \errcode{EHOSTUNREACH}, \errcode{EOPNOTSUPP} e \errcode{ENETUNREACH}.
2305
2306 Si tenga presente che questo tipo di terminazione non è riproducibile
2307 terminando il client prima della chiamata ad \func{accept}, come si potrebbe
2308 fare usando l'opzione \texttt{-w} per introdurre una pausa dopo il lancio del
2309 demone, in modo da poter avere il tempo per lanciare e terminare una
2310 connessione usando il programma client. In tal caso infatti, alla terminazione
2311 del client, il socket associato alla connessione viene semplicemente chiuso,
2312 attraverso la sequenza vista in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}, per cui la
2313 \func{accept} ritornerà senza errori, e si avrà semplicemente un end-of-file
2314 al primo accesso al socket. Nel caso di Linux inoltre, anche qualora si
2315 modifichi il client per fargli gestire l'invio di un segmento di RST alla
2316 chiusura dal socket (usando l'opzione \const{SO\_LINGER}, vedi
2317 sez.~\ref{sec:sock_options_main}), non si ha nessun errore al ritorno di
2318 \func{accept}, quanto un errore di \errcode{ECONNRESET} al primo tentativo di
2319 accesso al socket.
2320
2321
2322
2323 \subsection{La terminazione precoce del server}
2324 \label{sec:TCP_server_crash}
2325
2326 Un secondo caso critico è quello in cui si ha una terminazione precoce del
2327 server, ad esempio perché il programma ha un crash. In tal caso si suppone che
2328 il processo termini per un errore fatale, cosa che potremo simulare
2329 inviandogli un segnale di terminazione. La conclusione del processo comporta
2330 la chiusura di tutti i file descriptor aperti, compresi tutti i socket
2331 relativi a connessioni stabilite; questo significa che al momento del crollo
2332 del servizio il client riceverà un FIN dal server in corrispondenza della
2333 chiusura del socket.
2334
2335 Vediamo allora cosa succede nel nostro caso, facciamo partire una connessione
2336 con il server e scriviamo una prima riga, poi terminiamo il server con un
2337 \texttt{C-c}. A questo punto scriviamo una seconda riga e poi un'altra riga
2338 ancora. Il risultato finale della sessione è il seguente:
2339 \begin{verbatim}
2340 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
2341 Prima riga
2342 Prima riga
2343 Seconda riga dopo il C-c
2344 Altra riga
2345 [piccardi@gont sources]$
2346 \end{verbatim}
2347
2348 Come si vede il nostro client, nonostante la connessione sia stata interrotta
2349 prima dell'invio della seconda riga, non solo accetta di inviarla, ma prende
2350 anche un'altra riga prima di terminare senza riportare nessun
2351 errore. 
2352
2353 Per capire meglio cosa è successo conviene analizzare il flusso dei pacchetti
2354 utilizzando un analizzatore di traffico come \cmd{tcpdump}. Il comando
2355 permette di selezionare, nel traffico di rete generato su una macchina, i
2356 pacchetti che interessano, stampando a video (o salvando su disco) il loro
2357 contenuto. Non staremo qui ad entrare nei dettagli dell'uso del programma, che
2358 sono spiegati dalla pagina di manuale; per l'uso che vogliamo farne quello che
2359 ci interessa è, posizionandosi sulla macchina che fa da client, selezionare
2360 tutti i pacchetti che sono diretti o provengono dalla macchina che fa da
2361 server. In questo modo (posto che non ci siano altre connessioni col server,
2362 cosa che avremo cura di evitare) tutti i pacchetti rilevati apparterranno alla
2363 nostra sessione di interrogazione del servizio. 
2364
2365 Il comando \cmd{tcpdump} permette selezioni molto complesse, basate sulle
2366 interfacce su cui passano i pacchetti, sugli indirizzi IP, sulle porte, sulle
2367 caratteristiche ed il contenuto dei pacchetti stessi, inoltre permette di
2368 combinare fra loro diversi criteri di selezione con degli operatori logici;
2369 quando un pacchetto che corrisponde ai criteri di selezione scelti viene
2370 rilevato i suoi dati vengono stampati sullo schermo (anche questi secondo un
2371 formato configurabile in maniera molto precisa).  
2372
2373 Lanciando il comando prima di ripetere la sessione di lavoro mostrata
2374 nell'esempio precedente potremo allora catturare tutti pacchetti scambiati fra
2375 il client ed il server; i risultati\footnote{in realtà si è ridotta la
2376   lunghezza dell'output rispetto al reale tagliando alcuni dati non necessari
2377   alla comprensione del flusso.} prodotti in questa occasione da \cmd{tcpdump}
2378 sono allora i seguenti:
2379 \begin{verbatim}
2380 [root@gont gapil]# tcpdump src 192.168.1.141 or dst 192.168.1.141 -N -t
2381 tcpdump: listening on eth0
2382 gont.34559 > anarres.echo: S 800922320:800922320(0) win 5840 
2383 anarres.echo > gont.34559: S 511689719:511689719(0) ack 800922321 win 5792 
2384 gont.34559 > anarres.echo: . ack 1 win 5840 
2385 gont.34559 > anarres.echo: P 1:12(11) ack 1 win 5840 
2386 anarres.echo > gont.34559: . ack 12 win 5792 
2387 anarres.echo > gont.34559: P 1:12(11) ack 12 win 5792 
2388 gont.34559 > anarres.echo: . ack 12 win 5840 
2389 anarres.echo > gont.34559: F 12:12(0) ack 12 win 5792 
2390 gont.34559 > anarres.echo: . ack 13 win 5840 
2391 gont.34559 > anarres.echo: P 12:37(25) ack 13 win 5840 
2392 anarres.echo > gont.34559: R 511689732:511689732(0) win 0 
2393 \end{verbatim}
2394
2395 Le prime tre righe vengono prodotte al momento in cui lanciamo il nostro
2396 client, e corrispondono ai tre pacchetti del \itindex{three~way~handshake}
2397 \textit{three way handshake}.  L'output del comando riporta anche i numeri di
2398 sequenza iniziali, mentre la lettera \texttt{S} indica che per quel pacchetto
2399 si aveva il SYN flag attivo.  Si noti come a partire dal secondo pacchetto sia
2400 sempre attivo il campo \texttt{ack}, seguito dal numero di sequenza per il
2401 quale si da il ricevuto; quest'ultimo, a partire dal terzo pacchetto, viene
2402 espresso in forma relativa per maggiore compattezza.  Il campo \texttt{win} in
2403 ogni riga indica la \itindex{advertised~window} \textit{advertised window} di
2404 cui parlavamo in sez.~\ref{sec:TCP_TCP_opt}.  Allora si può verificare
2405 dall'output del comando come venga appunto realizzata la sequenza di pacchetti
2406 descritta in sez.~\ref{sec:TCP_conn_cre}: prima viene inviato dal client un
2407 primo pacchetto con il SYN che inizia la connessione, a cui il server risponde
2408 dando il ricevuto con un secondo pacchetto, che a sua volta porta un SYN, cui
2409 il client risponde con un il terzo pacchetto di ricevuto.
2410
2411 Ritorniamo allora alla nostra sessione con il servizio echo: dopo le tre righe
2412 del \itindex{three~way~handshake} \textit{three way handshake} non avremo
2413 nulla fin tanto che non scriveremo una prima riga sul client; al momento in
2414 cui facciamo questo si genera una sequenza di altri quattro pacchetti. Il
2415 primo, dal client al server, contraddistinto da una lettera \texttt{P} che
2416 significa che il flag PSH è impostato, contiene la nostra riga (che è appunto
2417 di 11 caratteri), e ad esso il server risponde immediatamente con un pacchetto
2418 vuoto di ricevuto. Poi tocca al server riscrivere indietro quanto gli è stato
2419 inviato, per cui sarà lui a mandare indietro un terzo pacchetto con lo stesso
2420 contenuto appena ricevuto, e a sua volta riceverà dal client un ACK nel quarto
2421 pacchetto.  Questo causerà la ricezione dell'eco nel client che lo stamperà a
2422 video.
2423
2424 A questo punto noi procediamo ad interrompere l'esecuzione del server con un
2425 \texttt{C-c} (cioè con l'invio di \signal{SIGTERM}): nel momento in cui
2426 facciamo questo vengono immediatamente generati altri due pacchetti. La
2427 terminazione del processo infatti comporta la chiusura di tutti i suoi file
2428 descriptor, il che comporta, per il socket che avevamo aperto, l'inizio della
2429 sequenza di chiusura illustrata in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}.  Questo
2430 significa che dal server partirà un FIN, che è appunto il primo dei due
2431 pacchetti, contraddistinto dalla lettera \texttt{F}, cui seguirà al solito un
2432 ACK da parte del client.  
2433
2434 A questo punto la connessione dalla parte del server è chiusa, ed infatti se
2435 usiamo \cmd{netstat} per controllarne lo stato otterremo che sul server si ha:
2436 \begin{verbatim}
2437 anarres:/home/piccardi# netstat -ant
2438 Active Internet connections (servers and established)
2439 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State
2440 ...      ...    ... ...                     ...                     ...
2441 tcp        0      0 192.168.1.141:7         192.168.1.2:34626       FIN_WAIT2
2442 \end{verbatim}
2443 cioè essa è andata nello stato \texttt{FIN\_WAIT2}, che indica l'avvenuta
2444 emissione del segmento FIN, mentre sul client otterremo che essa è andata
2445 nello stato \texttt{CLOSE\_WAIT}:
2446 \begin{verbatim}
2447 [root@gont gapil]# netstat -ant
2448 Active Internet connections (servers and established)
2449 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State
2450 ...      ...    ... ...                     ...                     ...
2451 tcp        1      0 192.168.1.2:34582       192.168.1.141:7         CLOSE_WAIT 
2452 \end{verbatim}
2453
2454 Il problema è che in questo momento il client è bloccato dentro la funzione
2455 \texttt{ClientEcho} nella chiamata a \func{fgets}, e sta attendendo dell'input
2456 dal terminale, per cui non è in grado di accorgersi di nulla. Solo quando
2457 inseriremo la seconda riga il comando uscirà da \func{fgets} e proverà a
2458 scriverla sul socket. Questo comporta la generazione degli ultimi due
2459 pacchetti riportati da \cmd{tcpdump}: il primo, inviato dal client contenente
2460 i 25 caratteri della riga appena letta, e ad esso la macchina server
2461 risponderà, non essendoci più niente in ascolto sulla porta 7, con un segmento
2462 di RST, contraddistinto dalla lettera \texttt{R}, che causa la conclusione
2463 definitiva della connessione anche nel client, dove non comparirà più
2464 nell'output di \cmd{netstat}.
2465
2466 Come abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term} e come vedremo più
2467 avanti in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown} la chiusura di un solo capo di un socket
2468 è una operazione lecita, per cui la nostra scrittura avrà comunque successo
2469 (come si può constatare lanciando usando \cmd{strace}\footnote{il comando
2470   \cmd{strace} è un comando di debug molto utile che prende come argomento un
2471   altro comando e ne stampa a video tutte le invocazioni di una \textit{system
2472     call}, coi relativi argomenti e valori di ritorno, per cui usandolo in
2473   questo contesto potremo verificare che effettivamente la \func{write} ha
2474   scritto la riga, che in effetti è stata pure trasmessa via rete.}), in
2475 quanto il nostro programma non ha a questo punto alcun modo di sapere che
2476 dall'altra parte non c'è più nessuno processo in grado di leggere quanto
2477 scriverà. Questo sarà chiaro solo dopo il tentativo di scrittura, e la
2478 ricezione del segmento RST di risposta che indica che dall'altra parte non si
2479 è semplicemente chiuso un capo del socket, ma è completamente terminato il
2480 programma.
2481
2482 Per questo motivo il nostro client proseguirà leggendo dal socket, e dato che
2483 questo è stato chiuso avremo che, come spiegato in
2484 sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}, la funzione \func{read} ritorna normalmente con
2485 un valore nullo. Questo comporta che la seguente chiamata a \func{fputs} non
2486 ha effetto (viene stampata una stringa nulla) ed il client si blocca di nuovo
2487 nella successiva chiamata a \func{fgets}. Per questo diventa possibile
2488 inserire una terza riga e solo dopo averlo fatto si avrà la terminazione del
2489 programma.
2490
2491 Per capire come questa avvenga comunque, non avendo inserito nel codice nessun
2492 controllo di errore, occorre ricordare che, a parte la bidirezionalità del
2493 flusso dei dati, dal punto di vista del funzionamento nei confronti delle
2494 funzioni di lettura e scrittura, i socket sono del tutto analoghi a delle
2495 pipe. Allora, da quanto illustrato in sez.~\ref{sec:ipc_pipes}, sappiamo che
2496 tutte le volte che si cerca di scrivere su una pipe il cui altro capo non è
2497 aperto il lettura il processo riceve un segnale di \signal{SIGPIPE}, e questo è
2498 esattamente quello che avviene in questo caso, e siccome non abbiamo un
2499 gestore per questo segnale, viene eseguita l'azione preimpostata, che è quella
2500 di terminare il processo.
2501
2502 Per gestire in maniera più corretta questo tipo di evento dovremo allora
2503 modificare il nostro client perché sia in grado di trattare le varie tipologie
2504 di errore, per questo dovremo riscrivere la funzione \func{ClientEcho}, in
2505 modo da controllare gli stati di uscita delle varie chiamate. Si è riportata
2506 la nuova versione della funzione in fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho_second}.
2507
2508 \begin{figure}[!htbp]
2509   \footnotesize \centering
2510   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2511     \includecodesample{listati/ClientEcho_second.c}
2512   \end{minipage} 
2513   \normalsize
2514   \caption{La sezione nel codice della seconda versione della funzione
2515     \func{ClientEcho} usata dal client per il servizio \textit{echo}
2516     modificata per tener conto degli eventuali errori.}
2517   \label{fig:TCP_ClientEcho_second}
2518 \end{figure}
2519
2520 Come si può vedere in questo caso si controlla il valore di ritorno di tutte
2521 le funzioni, ed inoltre si verifica la presenza di un eventuale end of file in
2522 caso di lettura. Con questa modifica il nostro client echo diventa in grado di
2523 accorgersi della chiusura del socket da parte del server, per cui ripetendo la
2524 sequenza di operazioni precedenti stavolta otterremo che:
2525 \begin{verbatim}
2526 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
2527 Prima riga
2528 Prima riga
2529 Seconda riga dopo il C-c
2530 EOF sul socket
2531 \end{verbatim}%$
2532 ma di nuovo si tenga presente che non c'è modo di accorgersi della chiusura
2533 del socket fin quando non si esegue la scrittura della seconda riga; il
2534 protocollo infatti prevede che ci debba essere una scrittura prima di ricevere
2535 un RST che confermi la chiusura del file, e solo alle successive scritture si
2536 potrà ottenere un errore.
2537
2538 Questa caratteristica dei socket ci mette di fronte ad un altro problema
2539 relativo al nostro client, e che cioè esso non è in grado di accorgersi di
2540 nulla fintanto che è bloccato nella lettura del terminale fatta con
2541 \func{gets}. In questo caso il problema è minimo, ma esso riemergerà più
2542 avanti, ed è quello che si deve affrontare tutte le volte quando si ha a che
2543 fare con la necessità di lavorare con più descrittori, nel qual caso diventa
2544 si pone la questione di come fare a non restare bloccati su un socket quando
2545 altri potrebbero essere liberi. Vedremo come affrontare questa problematica in
2546 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
2547  
2548
2549 \subsection{Altri scenari di terminazione della connessione}
2550 \label{sec:TCP_conn_crash}
2551
2552 La terminazione del server è solo uno dei possibili scenari di terminazione
2553 della connessione, un altro caso è ad esempio quello in cui si ha un crollo
2554 della rete, cosa che potremo simulare facilmente staccando il cavo di rete.
2555 Un'altra condizione è quella di un blocco della macchina completo della su cui
2556 gira il server che deve essere riavviata, cosa che potremo simulare sia
2557 premendo il bottone di reset,\footnote{un normale shutdown non va bene; in tal
2558   caso infatti il sistema provvede a terminare tutti i processi, per cui la
2559   situazione sarebbe sostanzialmente identica alla precedente.} che, in
2560 maniera più gentile, riavviando la macchina dopo aver interrotto la
2561 connessione di rete.
2562
2563 Cominciamo ad analizzare il primo caso, il crollo della rete. Ripetiamo la
2564 nostra sessione di lavoro precedente, lanciamo il client, scriviamo una prima
2565 riga, poi stacchiamo il cavo e scriviamo una seconda riga. Il risultato che
2566 otterremo è:
2567 \begin{verbatim}
2568 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
2569 Prima riga
2570 Prima riga
2571 Seconda riga dopo l'interruzione
2572 Errore in lettura: No route to host
2573 \end{verbatim}%$
2574
2575 Quello che succede in questo è che il programma, dopo aver scritto la seconda
2576 riga, resta bloccato per un tempo molto lungo, prima di dare l'errore
2577 \errcode{EHOSTUNREACH}.  Se andiamo ad osservare con \cmd{strace} cosa accade
2578 nel periodo in cui il programma è bloccato vedremo che stavolta, a differenza
2579 del caso precedente, il programma è bloccato nella lettura dal socket.
2580
2581 Se poi, come nel caso precedente, usiamo l'accortezza di analizzare il
2582 traffico di rete fra client e server con \cmd{tcpdump}, otterremo il seguente
2583 risultato:
2584 \begin{verbatim}
2585 [root@gont sources]# tcpdump src 192.168.1.141 or dst 192.168.1.141 -N -t
2586 tcpdump: listening on eth0
2587 gont.34685 > anarres.echo: S 1943495663:1943495663(0) win 5840
2588 anarres.echo > gont.34685: S 1215783131:1215783131(0) ack 1943495664 win 5792 
2589 gont.34685 > anarres.echo: . ack 1 win 5840
2590 gont.34685 > anarres.echo: P 1:12(11) ack 1 win 5840 
2591 anarres.echo > gont.34685: . ack 12 win 5792 
2592 anarres.echo > gont.34685: P 1:12(11) ack 12 win 5792 
2593 gont.34685 > anarres.echo: . 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 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2600 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2601 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2602 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2603 arp who-has anarres tell gont
2604 arp who-has anarres tell gont
2605 arp who-has anarres tell gont
2606 arp who-has anarres tell gont
2607 arp who-has anarres tell gont
2608 arp who-has anarres tell gont
2609 ...
2610 \end{verbatim}
2611
2612 In questo caso l'andamento dei primi sette pacchetti è esattamente lo stesso
2613 di prima. Solo che stavolta, non appena inviata la seconda riga, il programma
2614 si bloccherà nella successiva chiamata a \func{read}, non ottenendo nessuna
2615 risposta. Quello che succede è che nel frattempo il kernel provvede, come
2616 richiesto dal protocollo TCP, a tentare la ritrasmissione della nostra riga un
2617 certo numero di volte, con tempi di attesa crescente fra un tentativo ed il
2618 successivo, per tentare di ristabilire la connessione.
2619
2620 Il risultato finale qui dipende dall'implementazione dello stack TCP, e nel
2621 caso di Linux anche dall'impostazione di alcuni dei parametri di sistema che
2622 si trovano in \file{/proc/sys/net/ipv4}, che ne controllano il comportamento:
2623 in questo caso in particolare da
2624 \sysctlrelfile{net/ipv4}{tcp\_retries2} (vedi
2625 sez.~\ref{sec:sock_ipv4_sysctl}). Questo parametro infatti specifica il numero
2626 di volte che deve essere ritentata la ritrasmissione di un pacchetto nel mezzo
2627 di una connessione prima di riportare un errore di timeout.  Il valore
2628 preimpostato è pari a 15, il che comporterebbe 15 tentativi di ritrasmissione,
2629 ma nel nostro caso le cose sono andate diversamente, dato che le
2630 ritrasmissioni registrate da \cmd{tcpdump} sono solo 8; inoltre l'errore
2631 riportato all'uscita del client non è stato \errcode{ETIMEDOUT}, come dovrebbe
2632 essere in questo caso, ma \errcode{EHOSTUNREACH}.
2633
2634 Per capire l'accaduto continuiamo ad analizzare l'output di \cmd{tcpdump}:
2635 esso ci mostra che a un certo punto i tentativi di ritrasmissione del
2636 pacchetto sono cessati, per essere sostituiti da una serie di richieste di
2637 protocollo ARP in cui il client richiede l'indirizzo del server.
2638
2639 Come abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:net_tcpip_general} ARP è il protocollo
2640 che si incarica di trovare le corrispondenze fra indirizzo IP e indirizzo
2641 hardware sulla scheda di rete. È evidente allora che nel nostro caso, essendo
2642 client e server sulla stessa rete, è scaduta la voce nella \textit{ARP
2643   cache}\footnote{la \textit{ARP cache} è una tabella mantenuta internamente
2644   dal kernel che contiene tutte le corrispondenze fra indirizzi IP e indirizzi
2645   fisici, ottenute appunto attraverso il protocollo ARP; le voci della tabella
2646   hanno un tempo di vita limitato, passato il quale scadono e devono essere
2647   nuovamente richieste.} relativa ad \texttt{anarres}, ed il nostro client ha
2648 iniziato ad effettuare richieste ARP sulla rete per sapere l'IP di
2649 quest'ultimo, che essendo scollegato non poteva rispondere. Anche per questo
2650 tipo di richieste esiste un timeout, per cui dopo un certo numero di tentativi
2651 il meccanismo si è interrotto, e l'errore riportato al programma a questo
2652 punto è stato \errcode{EHOSTUNREACH}, in quanto non si era più in grado di
2653 contattare il server.
2654
2655 Un altro errore possibile in questo tipo di situazione, che si può avere
2656 quando la macchina è su una rete remota, è \errcode{ENETUNREACH}; esso viene
2657 riportato alla ricezione di un pacchetto ICMP di \textit{destination
2658   unreachable} da parte del router che individua l'interruzione della
2659 connessione. Di nuovo anche qui il risultato finale dipende da quale è il
2660 meccanismo più veloce ad accorgersi del problema.
2661
2662 Se però agiamo sui parametri del kernel, e scriviamo in \file{tcp\_retries2}
2663 un valore di tentativi più basso, possiamo evitare la scadenza della
2664 \textit{ARP cache} e vedere cosa succede. Così se ad esempio richiediamo 4
2665 tentativi di ritrasmissione, l'analisi di \cmd{tcpdump} ci riporterà il
2666 seguente scambio di pacchetti:
2667 \begin{verbatim}
2668 [root@gont gapil]# tcpdump src 192.168.1.141 or dst 192.168.1.141 -N -t
2669 tcpdump: listening on eth0
2670 gont.34752 > anarres.echo: S 3646972152:3646972152(0) win 5840
2671 anarres.echo > gont.34752: S 2735190336:2735190336(0) ack 3646972153 win 5792 
2672 gont.34752 > anarres.echo: . ack 1 win 5840 
2673 gont.34752 > anarres.echo: P 1:12(11) ack 1 win 5840
2674 anarres.echo > gont.34752: . ack 12 win 5792 
2675 anarres.echo > gont.34752: P 1:12(11) ack 12 win 5792 
2676 gont.34752 > anarres.echo: . ack 12 win 5840 
2677 gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2678 gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2679 gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2680 gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2681 gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2682 \end{verbatim}
2683 e come si vede in questo caso i tentativi di ritrasmissione del pacchetto
2684 iniziale sono proprio 4 (per un totale di 5 voci con quello trasmesso la prima
2685 volta), ed in effetti, dopo un tempo molto più breve rispetto a prima ed in
2686 corrispondenza dell'invio dell'ultimo tentativo, quello che otterremo come
2687 errore all'uscita del client sarà diverso, e cioè:
2688 \begin{verbatim}
2689 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
2690 Prima riga
2691 Prima riga
2692 Seconda riga dopo l'interruzione
2693 Errore in lettura: Connection timed out
2694 \end{verbatim}%$
2695 che corrisponde appunto, come ci aspettavamo, alla ricezione di un
2696 \errcode{ETIMEDOUT}.
2697
2698 Analizziamo ora il secondo scenario, in cui si ha un crollo della macchina che
2699 fa da server. Al solito lanciamo il nostro client, scriviamo una prima riga
2700 per verificare che sia tutto a posto, poi stacchiamo il cavo e riavviamo il
2701 server. A questo punto, ritornato attivo il server, scriviamo una seconda
2702 riga. Quello che otterremo in questo caso è:
2703 \begin{verbatim}
2704 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
2705 Prima riga
2706 Prima riga
2707 Seconda riga dopo l'interruzione
2708 Errore in lettura Connection reset by peer
2709 \end{verbatim}%$
2710 e l'errore ricevuti da \func{read} stavolta è \errcode{ECONNRESET}. Se al
2711 solito riportiamo l'analisi dei pacchetti effettuata con \cmd{tcpdump},
2712 avremo:
2713 \begin{verbatim}
2714 [root@gont gapil]# tcpdump src 192.168.1.141 or dst 192.168.1.141 -N -t
2715 tcpdump: listening on eth0
2716 gont.34756 > anarres.echo: S 904864257:904864257(0) win 5840 
2717 anarres.echo > gont.34756: S 4254564871:4254564871(0) ack 904864258 win 5792
2718 gont.34756 > anarres.echo: . ack 1 win 5840 
2719 gont.34756 > anarres.echo: P 1:12(11) ack 1 win 5840
2720 anarres.echo > gont.34756: . ack 12 win 5792 
2721 anarres.echo > gont.34756: P 1:12(11) ack 12 win 5792
2722 gont.34756 > anarres.echo: . ack 12 win 5840 
2723 gont.34756 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840
2724 anarres.echo > gont.34756: R 4254564883:4254564883(0) win 0 
2725 \end{verbatim}
2726
2727 Ancora una volta i primi sette pacchetti sono gli stessi; ma in questo caso
2728 quello che succede dopo lo scambio iniziale è che, non avendo inviato nulla
2729 durante il periodo in cui si è riavviato il server, il client è del tutto
2730 ignaro dell'accaduto per cui quando effettuerà una scrittura, dato che la
2731 macchina server è stata riavviata e che tutti gli stati relativi alle
2732 precedenti connessioni sono completamente persi, anche in presenza di una
2733 nuova istanza del server echo non sarà possibile consegnare i dati in arrivo,
2734 per cui alla loro ricezione il kernel risponderà con un segmento di RST.
2735
2736 Il client da parte sua, dato che neanche in questo caso non è stato emesso un
2737 FIN, dopo aver scritto verrà bloccato nella successiva chiamata a \func{read},
2738 che però adesso ritornerà immediatamente alla ricezione del segmento RST,
2739 riportando appunto come errore \errcode{ECONNRESET}. Occorre precisare che se
2740 si vuole che il client sia in grado di accorgersi del crollo del server anche
2741 quando non sta effettuando uno scambio di dati, è possibile usare una
2742 impostazione speciale del socket (ci torneremo in
2743 sez.~\ref{sec:sock_generic_options}) che provvede all'esecuzione di questo
2744 controllo.
2745
2746
2747 \section{L'uso dell'I/O multiplexing}
2748 \label{sec:TCP_sock_multiplexing}
2749
2750 Affronteremo in questa sezione l'utilizzo dell'I/O multiplexing, affrontato in
2751 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}, nell'ambito delle applicazioni di rete. Già
2752 in sez.~\ref{sec:TCP_server_crash} era emerso il problema relativo al client
2753 del servizio echo che non era in grado di accorgersi della terminazione
2754 precoce del server, essendo bloccato nella lettura dei dati immessi da
2755 tastiera.
2756
2757 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_multiplexing} quali sono le funzionalità
2758 del sistema che ci permettono di tenere sotto controllo più file descriptor in
2759 contemporanea; in quella occasione non abbiamo fatto esempi, in quanto quando
2760 si tratta con file normali questa tipologia di I/O normalmente non viene
2761 usata, è invece un caso tipico delle applicazioni di rete quello di dover
2762 gestire varie connessioni da cui possono arrivare dati comuni in maniera
2763 asincrona, per cui riprenderemo l'argomento in questa sezione.
2764
2765
2766 \subsection{Il comportamento della funzione \func{select} con i socket.}
2767 \label{sec:TCP_sock_select}
2768
2769 Iniziamo con la prima delle funzioni usate per l'I/O multiplexing,
2770 \func{select}; il suo funzionamento è già stato descritto in dettaglio in
2771 sez.~\ref{sec:file_multiplexing} e non staremo a ripetere quanto detto lì; 
2772 sappiamo che la funzione ritorna quando uno o più dei file descriptor messi
2773 sotto controllo è pronto per la relativa operazione.
2774
2775 In quell'occasione non abbiamo però definito cosa si intende per pronto,
2776 infatti per dei normali file, o anche per delle pipe, la condizione di essere
2777 pronti per la lettura o la scrittura è ovvia; invece lo è molto meno nel caso
2778 dei socket, visto che possono intervenire tutte una serie di possibili
2779 condizioni di errore dovute alla rete. Occorre allora specificare chiaramente
2780 quali sono le condizioni per cui un socket risulta essere ``\textsl{pronto}''
2781 quando viene passato come membro di uno dei tre \itindex{file~descriptor~set}
2782 \textit{file descriptor set} usati da \func{select}.
2783
2784 Le condizioni che fanno si che la funzione \func{select} ritorni segnalando
2785 che un socket (che sarà riportato nel primo insieme di file descriptor) è
2786 pronto per la lettura sono le seguenti:
2787 \begin{itemize*}
2788 \item nel buffer di ricezione del socket sono arrivati dei dati in quantità
2789   sufficiente a superare il valore di una \textsl{soglia di basso livello} (il
2790   cosiddetto \textit{low watermark}). Questo valore è espresso in numero di
2791   byte e può essere impostato con l'opzione del socket \const{SO\_RCVLOWAT}
2792   (tratteremo l'uso di questa opzione in sez.~\ref{sec:sock_generic_options});
2793   il suo valore di default è 1 per i socket TCP e UDP. In questo caso una
2794   operazione di lettura avrà successo e leggerà un numero di byte maggiore di
2795   zero.
2796 \item il lato in lettura della connessione è stato chiuso; si è cioè ricevuto
2797   un segmento FIN (si ricordi quanto illustrato in
2798   sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}) sulla connessione. In questo caso una
2799   operazione di lettura avrà successo, ma non risulteranno presenti dati (in
2800   sostanza \func{read} ritornerà con un valore nullo) per indicare la
2801   condizione di end-of-file.
2802 \item c'è stato un errore sul socket. In questo caso una operazione di lettura
2803   non si bloccherà ma restituirà una condizione di errore (ad esempio
2804   \func{read} restituirà -1) e imposterà la variabile \var{errno} al relativo
2805   valore. Vedremo in sez.~\ref{sec:sock_generic_options} come sia possibile
2806   estrarre e cancellare gli errori pendenti su un socket senza usare
2807   \func{read} usando l'opzione \const{SO\_ERROR}.
2808 \item quando si sta utilizzando un \textit{listening socket} ed ci sono delle
2809   connessioni completate. In questo caso la funzione \func{accept} non si
2810   bloccherà.\footnote{in realtà questo non è sempre vero, come accennato in
2811     sez.~\ref{sec:TCP_conn_early_abort} una connessione può essere abortita
2812     dalla ricezione di un segmento RST una volta che è stata completata,
2813     allora se questo avviene dopo che \func{select} è ritornata, ma prima
2814     della chiamata ad \func{accept}, quest'ultima, in assenza di altre
2815     connessioni, potrà bloccarsi.}
2816 \end{itemize*}
2817
2818 Le condizioni che fanno si che la funzione \func{select} ritorni segnalando
2819 che un socket (che sarà riportato nel secondo insieme di file descriptor) è
2820 pronto per la scrittura sono le seguenti:
2821 \begin{itemize*}
2822 \item nel buffer di invio è disponibile una quantità di spazio superiore al
2823   valore della \textsl{soglia di basso livello} in scrittura ed inoltre o il
2824   socket è già connesso o non necessita (ad esempio è UDP) di connessione.  Il
2825   valore della soglia è espresso in numero di byte e può essere impostato con
2826   l'opzione del socket \const{SO\_SNDLOWAT} (trattata in
2827   sez.~\ref{sec:sock_generic_options}); il suo valore di default è 2048 per i
2828   socket TCP e UDP. In questo caso una operazione di scrittura non si
2829   bloccherà e restituirà un valore positivo pari al numero di byte accettati
2830   dal livello di trasporto.
2831 \item il lato in scrittura della connessione è stato chiuso. In questo caso
2832   una operazione di scrittura sul socket genererà il segnale \signal{SIGPIPE}.
2833 \item c'è stato un errore sul socket. In questo caso una operazione di
2834   scrittura non si bloccherà ma restituirà una condizione di errore ed
2835   imposterà opportunamente la variabile \var{errno}. Vedremo in
2836   sez.~\ref{sec:sock_generic_options} come sia possibile estrarre e cancellare
2837   errori pendenti su un socket usando l'opzione \const{SO\_ERROR}.
2838 \end{itemize*}
2839
2840 Infine c'è una sola condizione che fa si che \func{select} ritorni segnalando
2841 che un socket (che sarà riportato nel terzo insieme di file descriptor) ha una
2842 condizione di eccezione pendente, e cioè la ricezione sul socket di
2843 \textsl{dati urgenti} (o \itindex{out-of-band} \textit{out-of-band}), una
2844 caratteristica specifica dei socket TCP su cui torneremo in
2845 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}.
2846
2847 Si noti come nel caso della lettura \func{select} si applichi anche ad
2848 operazioni che non hanno nulla a che fare con l'I/O di dati come il
2849 riconoscimento della presenza di connessioni pronte, in modo da consentire
2850 anche l'utilizzo di \func{accept} in modalità non bloccante. Si noti infine
2851 come in caso di errore un socket venga sempre riportato come pronto sia per la
2852 lettura che per la scrittura.
2853
2854 Lo scopo dei due valori di soglia per i buffer di ricezione e di invio è
2855 quello di consentire maggiore flessibilità nell'uso di \func{select} da parte
2856 dei programmi, se infatti si sa che una applicazione non è in grado di fare
2857 niente fintanto che non può ricevere o inviare una certa quantità di dati, si
2858 possono utilizzare questi valori per far si che \func{select} ritorni solo
2859 quando c'è la certezza di avere dati a sufficienza.\footnote{questo tipo di
2860   controllo è utile di norma solo per la lettura, in quanto in genere le
2861   operazioni di scrittura sono già controllate dall'applicazione, che sa
2862   sempre quanti dati invia, mentre non è detto possa conoscere la quantità di
2863   dati in ricezione; per cui, nella situazione in cui si conosce almeno un
2864   valore minimo, per evitare la penalizzazione dovuta alla ripetizione delle
2865   operazioni di lettura per accumulare dati sufficienti, si può lasciare al
2866   kernel il compito di impostare un minimo al di sotto del quale il socket,
2867   pur avendo disponibili dei dati, non viene dato per pronto in lettura.}
2868
2869
2870
2871 \subsection{Un esempio di I/O multiplexing}
2872 \label{sec:TCP_multiplex_example}
2873
2874 Abbiamo incontrato la problematica tipica che conduce all'uso dell'I/O
2875 multiplexing nella nostra analisi degli errori in
2876 sez.~\ref{sec:TCP_conn_early_abort}, quando il nostro client non era in grado
2877 di rendersi conto di errori sulla connessione essendo impegnato nella attesa
2878 di dati in ingresso dallo standard input.
2879
2880 In questo caso il problema è quello di dover tenere sotto controllo due
2881 diversi file descriptor, lo standard input, da cui viene letto il testo che
2882 vogliamo inviare al server, e il socket connesso con il server su cui detto
2883 testo sarà scritto e dal quale poi si vorrà ricevere la risposta. L'uso
2884 dell'I/O multiplexing consente di tenere sotto controllo entrambi, senza
2885 restare bloccati.
2886
2887 Nel nostro caso quello che ci interessa è non essere bloccati in lettura sullo
2888 standard input in caso di errori sulla connessione o chiusura della stessa da
2889 parte del server. Entrambi questi casi possono essere rilevati usando
2890 \func{select}, per quanto detto in sez.~\ref{sec:TCP_sock_select}, mettendo
2891 sotto osservazione i file descriptor per la condizione di essere pronti in
2892 lettura: sia infatti che si ricevano dati, che la connessione sia chiusa
2893 regolarmente (con la ricezione di un segmento FIN) che si riceva una
2894 condizione di errore (con un segmento RST) il socket connesso sarà pronto in
2895 lettura (nell'ultimo caso anche in scrittura, ma questo non è necessario ai
2896 nostri scopi).
2897
2898 \begin{figure}[!htbp]
2899   \footnotesize \centering
2900   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2901     \includecodesample{listati/ClientEcho_third.c}
2902   \end{minipage} 
2903   \normalsize
2904   \caption{La sezione nel codice della terza versione della funzione
2905     \func{ClientEcho} usata dal client per il servizio \textit{echo}
2906     modificata per l'uso di \func{select}.}
2907   \label{fig:TCP_ClientEcho_third}
2908 \end{figure}
2909
2910 Riprendiamo allora il codice del client, modificandolo per l'uso di
2911 \func{select}. Quello che dobbiamo modificare è la funzione \func{ClientEcho}
2912 di fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho_second}, dato che tutto il resto, che riguarda
2913 le modalità in cui viene stabilita la connessione con il server, resta
2914 assolutamente identico. La nostra nuova versione di \func{ClientEcho}, la
2915 terza della serie, è riportata in fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho_third}, il
2916 codice completo si trova nel file \file{TCP\_echo\_third.c} dei sorgenti
2917 allegati alla guida.
2918
2919 In questo caso la funzione comincia (\texttt{\small 8--9}) con l'azzeramento
2920 del \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set} \var{fset} e
2921 l'impostazione del valore \var{maxfd}, da passare a \func{select} come massimo
2922 per il numero di file descriptor. Per determinare quest'ultimo si usa la macro
2923 \code{max} definita nel nostro file \file{macro.h} che raccoglie una
2924 collezione di macro di preprocessore di varia utilità.
2925
2926 La funzione prosegue poi (\texttt{\small 10--41}) con il ciclo principale, che
2927 viene ripetuto indefinitamente. Per ogni ciclo si reinizializza
2928 (\texttt{\small 11--12}) il \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
2929   descriptor set}, impostando i valori per il file descriptor associato al
2930 socket \var{socket} e per lo standard input (il cui valore si recupera con la
2931 funzione \func{fileno}). Questo è necessario in quanto la successiva
2932 (\texttt{\small 13}) chiamata a \func{select} comporta una modifica dei due
2933 bit relativi, che quindi devono essere reimpostati all'inizio di ogni ciclo.
2934
2935 Si noti come la chiamata a \func{select} venga eseguita usando come primo
2936 argomento il valore di \var{maxfd}, precedentemente calcolato, e passando poi
2937 il solo \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set} per il
2938 controllo dell'attività in lettura, negli altri argomenti sono passati tutti
2939 puntatori nulli, non interessando né il controllo delle altre attività, né
2940 l'impostazione di un valore di timeout.
2941
2942 Al ritorno di \func{select} si provvede a controllare quale dei due file
2943 descriptor presenta attività in lettura, cominciando (\texttt{\small 14--24})
2944 con il file descriptor associato allo standard input. In caso di attività
2945 (quando cioè \macro{FD\_ISSET} ritorna una valore diverso da zero) si esegue
2946 (\texttt{\small 15}) una \func{fgets} per leggere gli eventuali dati presenti;
2947 se non ve ne sono (e la funzione restituisce pertanto un puntatore nullo) si
2948 ritorna immediatamente (\texttt{\small 16}) dato che questo significa che si è
2949 chiuso lo standard input e quindi concluso l'utilizzo del client; altrimenti
2950 (\texttt{\small 18--22}) si scrivono i dati appena letti sul socket,
2951 prevedendo una uscita immediata in caso di errore di scrittura.
2952
2953 Controllato lo standard input si passa a controllare (\texttt{\small 25--40})
2954 il socket connesso, in caso di attività (\texttt{\small 26}) si esegue subito
2955 una \func{read} di cui si controlla il valore di ritorno; se questo è negativo
2956 (\texttt{\small 27--30}) si è avuto un errore e pertanto si esce
2957 immediatamente segnalandolo, se è nullo (\texttt{\small 31--34}) significa che
2958 il server ha chiuso la connessione, e di nuovo si esce con stampando prima un
2959 messaggio di avviso, altrimenti (\texttt{\small 35--39}) si effettua la
2960 terminazione della stringa e la si stampa a sullo standard output (uscendo in
2961 caso di errore), per ripetere il ciclo da capo.
2962
2963 Con questo meccanismo il programma invece di essere bloccato in lettura sullo
2964 standard input resta bloccato sulla \func{select}, che ritorna soltanto quando
2965 viene rilevata attività su uno dei due file descriptor posti sotto controllo.
2966 Questo di norma avviene solo quando si è scritto qualcosa sullo standard
2967 input, o quando si riceve dal socket la risposta a quanto si era appena
2968 scritto. Ma adesso il client diventa capace di accorgersi immediatamente della
2969 terminazione del server; in tal caso infatti il server chiuderà il socket
2970 connesso, ed alla ricezione del FIN la funzione \func{select} ritornerà (come
2971 illustrato in sez.~\ref{sec:TCP_sock_select}) segnalando una condizione di end
2972 of file, per cui il nostro client potrà uscire immediatamente.
2973
2974 Riprendiamo la situazione affrontata in sez.~\ref{sec:TCP_server_crash},
2975 terminando il server durante una connessione, in questo caso quello che
2976 otterremo, una volta scritta una prima riga ed interrotto il server con un
2977 \texttt{C-c}, sarà:
2978 \begin{verbatim}
2979 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.1
2980 Prima riga
2981 Prima riga
2982 EOF sul socket
2983 \end{verbatim}%$
2984 dove l'ultima riga compare immediatamente dopo aver interrotto il server. Il
2985 nostro client infatti è in grado di accorgersi immediatamente che il socket
2986 connesso è stato chiuso ed uscire immediatamente.
2987
2988 Veniamo allora agli altri scenari di terminazione anomala visti in
2989 sez.~\ref{sec:TCP_conn_crash}. Il primo di questi è l'interruzione fisica della
2990 connessione; in questo caso avremo un comportamento analogo al precedente, in
2991 cui si scrive una riga e non si riceve risposta dal server e non succede
2992 niente fino a quando non si riceve un errore di \errcode{EHOSTUNREACH} o
2993 \errcode{ETIMEDOUT} a seconda dei casi.
2994
2995 La differenza è che stavolta potremo scrivere più righe dopo l'interruzione,
2996 in quanto il nostro client dopo aver inviato i dati non si bloccherà più nella
2997 lettura dal socket, ma nella \func{select}; per questo potrà accettare
2998 ulteriore dati che scriverà di nuovo sul socket, fintanto che c'è spazio sul
2999 buffer di uscita (ecceduto il quale si bloccherà in scrittura). Si ricordi
3000 infatti che il client non ha modo di determinare se la connessione è attiva o
3001 meno (dato che in molte situazioni reali l'inattività può essere temporanea).
3002 Tra l'altro se si ricollega la rete prima della scadenza del timeout, potremo
3003 anche verificare come tutto quello che si era scritto viene poi effettivamente
3004 trasmesso non appena la connessione ridiventa attiva, per cui otterremo
3005 qualcosa del tipo:
3006 \begin{verbatim}
3007 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.1
3008 Prima riga
3009 Prima riga
3010 Seconda riga dopo l'interruzione
3011 Terza riga
3012 Quarta riga
3013 Seconda riga dopo l'interruzione
3014 Terza riga
3015 Quarta riga
3016 \end{verbatim}
3017 in cui, una volta riconnessa la rete, tutto quello che abbiamo scritto durante
3018 il periodo di disconnessione restituito indietro e stampato immediatamente.
3019
3020 Lo stesso comportamento visto in sez.~\ref{sec:TCP_server_crash} si riottiene
3021 nel caso di un crollo completo della macchina su cui sta il server. In questo
3022 caso di nuovo il client non è in grado di accorgersi di niente dato che si
3023 suppone che il programma server non venga terminato correttamente, ma si
3024 blocchi tutto senza la possibilità di avere l'emissione di un segmento FIN che
3025 segnala la terminazione della connessione. Di nuovo fintanto che la
3026 connessione non si riattiva (con il riavvio della macchina del server) il
3027 client non è in grado di fare altro che accettare dell'input e tentare di
3028 inviarlo. La differenza in questo caso è che non appena la connessione
3029 ridiventa attiva i dati verranno sì trasmessi, ma essendo state perse tutte le
3030 informazioni relative alle precedenti connessioni ai tentativi di scrittura
3031 del client sarà risposto con un segmento RST che provocherà il ritorno di
3032 \func{select} per la ricezione di un errore di \errcode{ECONNRESET}.
3033
3034
3035 \subsection{La funzione \func{shutdown}}
3036 \label{sec:TCP_shutdown}
3037
3038 Come spiegato in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term} il procedimento di chiusura di un
3039 socket TCP prevede che da entrambe le parti venga emesso un segmento FIN. È
3040 pertanto del tutto normale dal punto di vista del protocollo che uno dei due
3041 capi chiuda la connessione, quando l'altro capo la lascia
3042 aperta.\footnote{abbiamo incontrato questa situazione nei vari scenari critici
3043   di sez.~\ref{sec:TCP_echo_critical}.}
3044
3045 È pertanto possibile avere una situazione in cui un capo della connessione non
3046 avendo più nulla da scrivere, possa chiudere il socket, segnalando così
3047 l'avvenuta terminazione della trasmissione (l'altro capo riceverà infatti un
3048 end-of-file in lettura) mentre dall'altra parte si potrà proseguire la
3049 trasmissione dei dati scrivendo sul socket che da quel lato è ancora aperto.
3050 Questa è quella situazione in cui si dice che il socket è \textit{half
3051   closed}.
3052
3053 Il problema che si pone è che se la chiusura del socket è effettuata con la
3054 funzione \func{close}, come spiegato in sez.~\ref{sec:TCP_func_close}, si perde
3055 ogni possibilità di poter rileggere quanto l'altro capo può continuare a
3056 scrivere. Per poter permettere allora di segnalare che si è concluso con la
3057 scrittura, continuando al contempo a leggere quanto può provenire dall'altro
3058 capo del socket si può allora usare la funzione \funcd{shutdown}, il cui
3059 prototipo è:
3060 \begin{prototype}{sys/socket.h}
3061 {int shutdown(int sockfd, int how)}
3062
3063 Chiude un lato della connessione fra due socket.
3064   
3065   \bodydesc{La funzione restituisce zero in caso di successo e -1 per un
3066     errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
3067   \begin{errlist}
3068   \item[\errcode{ENOTSOCK}] il file descriptor non corrisponde a un socket.
3069   \item[\errcode{ENOTCONN}] il socket non è connesso.
3070   \end{errlist}
3071   ed inoltre \errval{EBADF}.}
3072 \end{prototype}
3073
3074 La funzione prende come primo argomento il socket \param{sockfd} su cui si
3075 vuole operare e come secondo argomento un valore intero \param{how} che indica
3076 la modalità di chiusura del socket, quest'ultima può prendere soltanto tre
3077 valori: 
3078 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
3079 \item[\const{SHUT\_RD}] chiude il lato in lettura del socket, non sarà più
3080   possibile leggere dati da esso, tutti gli eventuali dati trasmessi
3081   dall'altro capo del socket saranno automaticamente scartati dal kernel, che,
3082   in caso di socket TCP, provvederà comunque ad inviare i relativi segmenti di
3083   ACK.
3084 \item[\const{SHUT\_WR}] chiude il lato in scrittura del socket, non sarà più
3085   possibile scrivere dati su di esso. Nel caso di socket TCP la chiamata causa
3086   l'emissione di un segmento FIN, secondo la procedura chiamata
3087   \itindex{half-close} \textit{half-close}. Tutti i dati presenti nel buffer
3088   di scrittura prima della chiamata saranno inviati, seguiti dalla sequenza di
3089   chiusura illustrata in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}.
3090 \item[\const{SHUT\_RDWR}] chiude sia il lato in lettura che quello in
3091   scrittura del socket. È equivalente alla chiamata in sequenza con
3092   \const{SHUT\_RD} e \const{SHUT\_WR}.
3093 \end{basedescript}
3094
3095 Ci si può chiedere quale sia l'utilità di avere introdotto \const{SHUT\_RDWR}
3096 quando questa sembra rendere \funcd{shutdown} del tutto equivalente ad una
3097 \func{close}. In realtà non è così, esiste infatti un'altra differenza con
3098 \func{close}, più sottile. Finora infatti non ci siamo presi la briga di
3099 sottolineare in maniera esplicita che, come per i file e le fifo, anche per i
3100 socket possono esserci più riferimenti contemporanei ad uno stesso socket. Per
3101 cui si avrebbe potuto avere l'impressione che sia una corrispondenza univoca
3102 fra un socket ed il file descriptor con cui vi si accede. Questo non è
3103 assolutamente vero, (e lo abbiamo già visto nel codice del server di
3104 fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_first_code}), ed è invece assolutamente normale
3105 che, come per gli altri oggetti, ci possano essere più file descriptor che
3106 fanno riferimento allo stesso socket.
3107
3108 Allora se avviene uno di questi casi quello che succederà è che la chiamata a
3109 \func{close} darà effettivamente avvio alla sequenza di chiusura di un socket
3110 soltanto quando il numero di riferimenti a quest'ultimo diventerà nullo.
3111 Fintanto che ci sono file descriptor che fanno riferimento ad un socket l'uso
3112 di \func{close} si limiterà a deallocare nel processo corrente il file
3113 descriptor utilizzato, ma il socket resterà pienamente accessibile attraverso
3114 tutti gli altri riferimenti. Se torniamo all'esempio originale del server di
3115 fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_first_code} abbiamo infatti che ci sono due
3116 \func{close}, una sul socket connesso nel padre, ed una sul socket in ascolto
3117 nel figlio, ma queste non effettuano nessuna chiusura reale di detti socket,
3118 dato che restano altri riferimenti attivi, uno al socket connesso nel figlio
3119 ed uno a quello in ascolto nel padre.
3120
3121 Questo non avviene affatto se si usa \func{shutdown} con argomento
3122 \const{SHUT\_RDWR} al posto di \func{close}; in questo caso infatti la
3123 chiusura del socket viene effettuata immediatamente, indipendentemente dalla
3124 presenza di altri riferimenti attivi, e pertanto sarà efficace anche per tutti
3125 gli altri file descriptor con cui, nello stesso o in altri processi, si fa
3126 riferimento allo stesso socket.
3127
3128 Il caso più comune di uso di \func{shutdown} è comunque quello della chiusura
3129 del lato in scrittura, per segnalare all'altro capo della connessione che si è
3130 concluso l'invio dei dati, restando comunque in grado di ricevere quanto
3131 questi potrà ancora inviarci. Questo è ad esempio l'uso che ci serve per
3132 rendere finalmente completo il nostro esempio sul servizio \textit{echo}. Il
3133 nostro client infatti presenta ancora un problema, che nell'uso che finora ne
3134 abbiamo fatto non è emerso, ma che ci aspetta dietro l'angolo non appena
3135 usciamo dall'uso interattivo e proviamo ad eseguirlo redirigendo standard
3136 input e standard output. Così se eseguiamo:
3137 \begin{verbatim}
3138 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.1 < ../fileadv.tex  > copia
3139 \end{verbatim}%$
3140 vedremo che il file \texttt{copia} risulta mancare della parte finale.
3141
3142 Per capire cosa avviene in questo caso occorre tenere presente come avviene la
3143 comunicazione via rete; quando redirigiamo lo standard input il nostro client
3144 inizierà a leggere il contenuto del file \texttt{../fileadv.tex} a blocchi di
3145 dimensione massima pari a \texttt{MAXLINE} per poi scriverlo, alla massima
3146 velocità consentitagli dalla rete, sul socket. Dato che la connessione è con
3147 una macchina remota occorre un certo tempo perché i pacchetti vi arrivino,
3148 vengano processati, e poi tornino indietro. Considerando trascurabile il tempo
3149 di processo, questo tempo è quello impiegato nella trasmissione via rete, che
3150 viene detto RTT (dalla denominazione inglese \itindex{Round~Trip~Time~(RTT)}
3151 \textit{Round Trip Time}) ed è quello che viene stimato con l'uso del comando
3152 \cmd{ping}.
3153
3154 A questo punto, se torniamo al codice mostrato in
3155 fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho_third}, possiamo vedere che mentre i pacchetti
3156 sono in transito sulla rete il client continua a leggere e a scrivere fintanto
3157 che il file in ingresso finisce. Però non appena viene ricevuto un end-of-file
3158 in ingresso il nostro client termina. Nel caso interattivo, in cui si
3159 inviavano brevi stringhe una alla volta, c'era sempre il tempo di eseguire la
3160 lettura completa di quanto il server rimandava indietro. In questo caso
3161 invece, quando il client termina, essendo la comunicazione saturata e a piena
3162 velocità, ci saranno ancora pacchetti in transito sulla rete che devono
3163 arrivare al server e poi tornare indietro, ma siccome il client esce
3164 immediatamente dopo la fine del file in ingresso, questi non faranno a tempo a
3165 completare il percorso e verranno persi.
3166
3167 Per evitare questo tipo di problema, invece di uscire una volta completata la
3168 lettura del file in ingresso, occorre usare \func{shutdown} per effettuare la
3169 chiusura del lato in scrittura del socket. In questo modo il client segnalerà
3170 al server la chiusura del flusso dei dati, ma potrà continuare a leggere
3171 quanto il server gli sta ancora inviando indietro, fino a quando anch'esso,
3172 riconosciuta la chiusura del socket in scrittura da parte del client,
3173 effettuerà la chiusura dalla sua parte. Solo alla ricezione della chiusura del
3174 socket da parte del server il client potrà essere sicuro della ricezione di
3175 tutti i dati e della terminazione effettiva della connessione.
3176
3177 \begin{figure}[!htbp]
3178   \footnotesize \centering
3179   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3180     \includecodesample{listati/ClientEcho.c}
3181   \end{minipage} 
3182   \normalsize
3183   \caption{La sezione nel codice della versione finale della funzione
3184     \func{ClientEcho}, che usa \func{shutdown} per una conclusione corretta
3185     della connessione.}
3186   \label{fig:TCP_ClientEcho}
3187 \end{figure}
3188
3189 Si è allora riportato in fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho} la versione finale
3190 della nostra funzione \func{ClientEcho}, in grado di gestire correttamente
3191 l'intero flusso di dati fra client e server. Il codice completo del client,
3192 comprendente la gestione delle opzioni a riga di comando e le istruzioni per
3193 la creazione della connessione, si trova nel file
3194 \texttt{TCP\_echo\_fourth.c}, distribuito coi sorgenti allegati alla guida.
3195
3196 La nuova versione è molto simile alla precedente di
3197 fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho_third}; la prima differenza è l'introduzione
3198 (\texttt{\small 7}) della variabile \var{eof}, inizializzata ad un valore
3199 nullo, che serve a mantenere traccia dell'avvenuta conclusione della lettura
3200 del file in ingresso.
3201
3202 La seconda modifica (\texttt{\small 12--15}) è stata quella di rendere
3203 subordinato ad un valore nullo di \var{eof} l'impostazione del file descriptor
3204 set per l'osservazione dello standard input. Se infatti il valore di \var{eof}
3205 è non nullo significa che si è già raggiunta la fine del file in ingresso ed è
3206 pertanto inutile continuare a tenere sotto controllo lo standard input nella
3207 successiva (\texttt{\small 16}) chiamata a \func{select}.
3208
3209 Le maggiori modifiche rispetto alla precedente versione sono invece nella
3210 gestione (\texttt{\small 18--22}) del caso in cui la lettura con \func{fgets}
3211 restituisce un valore nullo, indice della fine del file. Questa nella
3212 precedente versione causava l'immediato ritorno della funzione; in questo caso
3213 prima (\texttt{\small 19}) si imposta opportunamente \var{eof} ad un valore
3214 non nullo, dopo di che (\texttt{\small 20}) si effettua la chiusura del lato
3215 in scrittura del socket con \func{shutdown}. Infine (\texttt{\small 21}) si
3216 usa la macro \macro{FD\_CLR} per togliere lo standard input dal
3217 \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set}.
3218
3219 In questo modo anche se la lettura del file in ingresso è conclusa, la
3220 funzione non esce dal ciclo principale (\texttt{\small 11--50}), ma continua
3221 ad eseguirlo ripetendo la chiamata a \func{select} per tenere sotto controllo
3222 soltanto il socket connesso, dal quale possono arrivare altri dati, che
3223 saranno letti (\texttt{\small 31}), ed opportunamente trascritti
3224 (\texttt{\small 44--48}) sullo standard output.
3225
3226 Il ritorno della funzione, e la conseguente terminazione normale del client,
3227 viene invece adesso gestito all'interno (\texttt{\small 30--49}) della lettura
3228 dei dati dal socket; se infatti dalla lettura del socket si riceve una
3229 condizione di end-of-file, la si tratterà (\texttt{\small 36--43}) in maniera
3230 diversa a seconda del valore di \var{eof}. Se infatti questa è diversa da zero
3231 (\texttt{\small 37--39}), essendo stata completata la lettura del file in
3232 ingresso, vorrà dire che anche il server ha concluso la trasmissione dei dati
3233 restanti, e si potrà uscire senza errori, altrimenti si stamperà
3234 (\texttt{\small 40--42}) un messaggio di errore per la chiusura precoce della
3235 connessione.
3236
3237
3238 \subsection{Un server basato sull'I/O multiplexing}
3239 \label{sec:TCP_serv_select}
3240
3241 Seguendo di nuovo le orme di Stevens in \cite{UNP1} vediamo ora come con
3242 l'utilizzo dell'I/O multiplexing diventi possibile riscrivere completamente il
3243 nostro server \textit{echo} con una architettura completamente diversa, in
3244 modo da evitare di dover creare un nuovo processo tutte le volte che si ha una
3245 connessione.\footnote{ne faremo comunque una implementazione diversa rispetto
3246   a quella presentata da Stevens in \cite{UNP1}.}
3247
3248 La struttura del nuovo server è illustrata in
3249 fig.~\ref{fig:TCP_echo_multiplex}, in questo caso avremo un solo processo che
3250 ad ogni nuova connessione da parte di un client sul socket in ascolto si
3251 limiterà a registrare l'entrata in uso di un nuovo file descriptor ed
3252 utilizzerà \func{select} per rilevare la presenza di dati in arrivo su tutti i
3253 file descriptor attivi, operando direttamente su ciascuno di essi.
3254
3255 \begin{figure}[!htb]
3256   \centering \includegraphics[width=13cm]{img/TCPechoMult}
3257   \caption{Schema del nuovo server echo basato sull'I/O multiplexing.}
3258   \label{fig:TCP_echo_multiplex}
3259 \end{figure}
3260
3261 La sezione principale del codice del nuovo server è illustrata in
3262 fig.~\ref{fig:TCP_SelectEchod}. Si è tralasciata al solito la gestione delle
3263 opzioni, che è identica alla versione precedente. Resta invariata anche tutta
3264 la parte relativa alla gestione dei segnali, degli errori, e della cessione
3265 dei privilegi, così come è identica la gestione della creazione del socket (si
3266 può fare riferimento al codice già illustrato in
3267 sez.~\ref{sec:TCPsimp_server_main}); al solito il codice completo del server è
3268 disponibile coi sorgenti allegati nel file \texttt{select\_echod.c}.
3269
3270 \begin{figure}[!htbp]
3271   \footnotesize \centering
3272   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3273     \includecodesample{listati/select_echod.c}
3274   \end{minipage} 
3275   \normalsize
3276   \caption{La sezione principale del codice della nuova versione di server
3277     \textit{echo} basati sull'uso della funzione \func{select}.}
3278   \label{fig:TCP_SelectEchod}
3279 \end{figure}
3280
3281 In questo caso, una volta aperto e messo in ascolto il socket, tutto quello
3282 che ci servirà sarà chiamare \func{select} per rilevare la presenza di nuove
3283 connessioni o di dati in arrivo, e processarli immediatamente. Per
3284 implementare lo schema mostrato in fig.~\ref{fig:TCP_echo_multiplex}, il
3285 programma usa una tabella dei socket connessi mantenuta nel vettore
3286 \var{fd\_open} dimensionato al valore di \const{FD\_SETSIZE}, ed una variabile
3287 \var{max\_fd} per registrare il valore più alto dei file descriptor aperti.
3288
3289 Prima di entrare nel ciclo principale (\texttt{\small 6--56}) la nostra
3290 tabella viene inizializzata (\texttt{\small 2}) a zero (valore che
3291 utilizzeremo come indicazione del fatto che il relativo file descriptor non è
3292 aperto), mentre il valore massimo (\texttt{\small 3}) per i file descriptor
3293 aperti viene impostato a quello del socket in ascolto,\footnote{in quanto esso
3294   è l'unico file aperto, oltre i tre standard, e pertanto avrà il valore più
3295   alto.} che verrà anche (\texttt{\small 4}) inserito nella tabella.
3296
3297 La prima sezione (\texttt{\small 7--10}) del ciclo principale esegue la
3298 costruzione del \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set}
3299 \var{fset} in base ai socket connessi in un certo momento; all'inizio ci sarà
3300 soltanto il socket in ascolto, ma nel prosieguo delle operazioni, verranno
3301 utilizzati anche tutti i socket connessi registrati nella tabella
3302 \var{fd\_open}.  Dato che la chiamata di \func{select} modifica il valore del
3303 \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set}, è necessario
3304 ripetere (\texttt{\small 7}) ogni volta il suo azzeramento, per poi procedere
3305 con il ciclo (\texttt{\small 8--10}) in cui si impostano i socket trovati
3306 attivi.
3307
3308 Per far questo si usa la caratteristica dei file descriptor, descritta in
3309 sez.~\ref{sec:file_open_close}, per cui il kernel associa sempre ad ogni nuovo
3310 file il file descriptor con il valore più basso disponibile. Questo fa sì che
3311 si possa eseguire il ciclo (\texttt{\small 8}) a partire da un valore minimo,
3312 che sarà sempre quello del socket in ascolto, mantenuto in \var{list\_fd},
3313 fino al valore massimo di \var{max\_fd} che dovremo aver cura di tenere
3314 aggiornato.  Dopo di che basterà controllare (\texttt{\small 9}) nella nostra
3315 tabella se il file descriptor è in uso o meno,\footnote{si tenga presente che
3316   benché il kernel assegni sempre il primo valore libero, dato che nelle
3317   operazioni i socket saranno aperti e chiusi in corrispondenza della
3318   creazione e conclusione delle connessioni, si potranno sempre avere dei
3319   \textsl{buchi} nella nostra tabella.} e impostare \var{fset} di conseguenza.
3320
3321 Una volta inizializzato con i socket aperti il nostro \textit{file descriptor
3322   set} potremo chiamare \func{select} per fargli osservare lo stato degli
3323 stessi (in lettura, presumendo che la scrittura sia sempre consentita). Come
3324 per il precedente esempio di sez.~\ref{sec:TCP_child_hand}, essendo questa
3325 l'unica funzione che può bloccarsi, ed essere interrotta da un segnale, la
3326 eseguiremo (\texttt{\small 11--12}) all'interno di un ciclo di \code{while}
3327 che la ripete indefinitamente qualora esca con un errore di \errcode{EINTR}.
3328 Nel caso invece di un errore normale si provvede (\texttt{\small 13--16}) ad
3329 uscire stampando un messaggio di errore.
3330
3331 Se invece la funzione ritorna normalmente avremo in \var{n} il numero di
3332 socket da controllare. Nello specifico si danno due possibili casi diversi per
3333 cui \func{select} può essere ritornata: o si è ricevuta una nuova connessione
3334 ed è pronto il socket in ascolto, sul quale si può eseguire \func{accept} o
3335 c'è attività su uno dei socket connessi, sui quali si può eseguire
3336 \func{read}.
3337
3338 Il primo caso viene trattato immediatamente (\texttt{\small 17--26}): si
3339 controlla (\texttt{\small 17}) che il socket in ascolto sia fra quelli attivi,
3340 nel qual caso anzitutto (\texttt{\small 18}) se ne decrementa il numero in
3341 \var{n}; poi, inizializzata (\texttt{\small 19}) la lunghezza della struttura
3342 degli indirizzi, si esegue \func{accept} per ottenere il nuovo socket connesso
3343 controllando che non ci siano errori (\texttt{\small 20--23}). In questo caso
3344 non c'è più la necessità di controllare per interruzioni dovute a segnali, in
3345 quanto siamo sicuri che \func{accept} non si bloccherà. Per completare la
3346 trattazione occorre a questo punto aggiungere (\texttt{\small 24}) il nuovo
3347 file descriptor alla tabella di quelli connessi, ed inoltre, se è il caso,
3348 aggiornare (\texttt{\small 25}) il valore massimo in \var{max\_fd}.
3349
3350 Una volta controllato l'arrivo di nuove connessioni si passa a verificare se
3351 vi sono dati sui socket connessi, per questo si ripete un ciclo
3352 (\texttt{\small 29--55}) fintanto che il numero di socket attivi \var{n} resta
3353 diverso da zero; in questo modo se l'unico socket con attività era quello
3354 connesso, avendo opportunamente decrementato il contatore, il ciclo verrà
3355 saltato, e si ritornerà immediatamente (ripetuta l'inizializzazione del
3356 \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set} con i nuovi valori
3357 nella tabella) alla chiamata di \func{accept}. Se il socket attivo non è
3358 quello in ascolto, o ce ne sono comunque anche altri, il valore di \var{n} non
3359 sarà nullo ed il controllo sarà eseguito. Prima di entrare nel ciclo comunque
3360 si inizializza (\texttt{\small 28}) il valore della variabile \var{i} che
3361 useremo come indice nella tabella \var{fd\_open} al valore minimo,
3362 corrispondente al file descriptor del socket in ascolto.
3363
3364 Il primo passo (\texttt{\small 30}) nella verifica è incrementare il valore
3365 dell'indice \var{i} per posizionarsi sul primo valore possibile per un file
3366 descriptor associato ad un eventuale socket connesso, dopo di che si controlla
3367 (\texttt{\small 31}) se questo è nella tabella dei socket connessi, chiedendo
3368 la ripetizione del ciclo in caso contrario. Altrimenti si passa a verificare
3369 (\texttt{\small 32}) se il file descriptor corrisponde ad uno di quelli
3370 attivi, e nel caso si esegue (\texttt{\small 33}) una lettura, uscendo con un
3371 messaggio in caso di errore (\texttt{\small 34--38}).
3372
3373 Se (\texttt{\small 39}) il numero di byte letti \var{nread} è nullo si è in
3374 presenza del caso di un \textit{end-of-file}, indice che una connessione che
3375 si è chiusa, che deve essere trattato (\texttt{\small 39--48}) opportunamente.
3376 Il primo passo è chiudere (\texttt{\small 40}) anche il proprio capo del
3377 socket e rimuovere (\texttt{\small 41}) il file descriptor dalla tabella di
3378 quelli aperti, inoltre occorre verificare (\texttt{\small 42}) se il file
3379 descriptor chiuso è quello con il valore più alto, nel qual caso occorre
3380 trovare (\texttt{\small 42--46}) il nuovo massimo, altrimenti (\texttt{\small
3381   47}) si può ripetere il ciclo da capo per esaminare (se ne restano)
3382 ulteriori file descriptor attivi.
3383
3384 Se però è stato chiuso il file descriptor più alto, dato che la scansione dei
3385 file descriptor attivi viene fatta a partire dal valore più basso, questo
3386 significa che siamo anche arrivati alla fine della scansione, per questo
3387 possiamo utilizzare direttamente il valore dell'indice \var{i} con un ciclo
3388 all'indietro (\texttt{\small 43}) che trova il primo valore per cui la tabella
3389 presenta un file descriptor aperto, e lo imposta (\texttt{\small 44}) come
3390 nuovo massimo, per poi tornare (\texttt{\small 44}) al ciclo principale con un
3391 \code{break}, e rieseguire \func{select}.
3392
3393 Se infine si sono effettivamente letti dei dati dal socket (ultimo caso
3394 rimasto) si potrà invocare immediatamente (\texttt{\small 49})
3395 \func{FullWrite} per riscriverli indietro sul socket stesso, avendo cura di
3396 uscire con un messaggio in caso di errore (\texttt{\small 50--53}). Si noti
3397 che nel ciclo si esegue una sola lettura, contrariamente a quanto fatto con la
3398 precedente versione (si riveda il codice di fig.~\ref{fig:TCP_ServEcho_second})
3399 in cui si continuava a leggere fintanto che non si riceveva un
3400 \textit{end-of-file}, questo perché usando l'\textit{I/O multiplexing} non si
3401 vuole essere bloccati in lettura.  L'uso di \func{select} ci permette di
3402 trattare automaticamente anche il caso in cui la \func{read} non è stata in
3403 grado di leggere tutti i dati presenti sul socket, dato che alla iterazione
3404 successiva \func{select} ritornerà immediatamente segnalando l'ulteriore
3405 disponibilità.
3406
3407 Il nostro server comunque soffre di una vulnerabilità per un attacco di tipo
3408 \itindex{Denial~of~Service~(DoS)} \textit{Denial of Service}. Il problema è
3409 che in caso di blocco di una qualunque delle funzioni di I/O, non avendo usato
3410 processi separati, tutto il server si ferma e non risponde più a nessuna
3411 richiesta. Abbiamo scongiurato questa evenienza per l'I/O in ingresso con
3412 l'uso di \func{select}, ma non vale altrettanto per l'I/O in uscita. Il
3413 problema pertanto può sorgere qualora una delle chiamate a \func{write}
3414 effettuate da \func{FullWrite} si blocchi. Con il funzionamento normale questo
3415 non accade in quanto il server si limita a scrivere quanto riceve in ingresso,
3416 ma qualora venga utilizzato un client malevolo che esegua solo scritture e non
3417 legga mai indietro l'\textsl{eco} del server, si potrebbe giungere alla
3418 saturazione del buffer di scrittura, ed al conseguente blocco del server su di
3419 una \func{write}.
3420
3421 Le possibili soluzioni in questo caso sono quelle di ritornare ad eseguire il
3422 ciclo di risposta alle richieste all'interno di processi separati, utilizzare
3423 un timeout per le operazioni di scrittura, o eseguire queste ultime in
3424 modalità non bloccante, concludendo le operazioni qualora non vadano a buon
3425 fine.
3426
3427
3428
3429 \subsection{I/O multiplexing con \func{poll}}
3430 \label{sec:TCP_serv_poll}
3431
3432 Finora abbiamo trattato le problematiche risolubili con l'I/O multiplexing
3433 impiegando la funzione \func{select}; questo è quello che avviene nella
3434 maggior parte dei casi, in quanto essa è nata sotto BSD proprio per affrontare
3435 queste problematiche con i socket.  Abbiamo però visto in
3436 sez.~\ref{sec:file_multiplexing} come la funzione \func{poll} possa costituire
3437 una alternativa a \func{select}, con alcuni vantaggi.\footnote{non soffrendo
3438   delle limitazioni dovute all'uso dei \itindex{file~descriptor~set}
3439   \textit{file descriptor set}.}
3440
3441 Ancora una volta in sez.~\ref{sec:file_poll} abbiamo trattato la funzione in
3442 maniera generica, parlando di file descriptor, ma come per \func{select}
3443 quando si ha a che fare con dei socket il concetto di essere \textsl{pronti}
3444 per l'I/O deve essere specificato nei dettagli, per tener conto delle
3445 condizioni della rete. Inoltre deve essere specificato come viene classificato
3446 il traffico nella suddivisione fra dati normali e prioritari. In generale
3447 pertanto:
3448 \begin{itemize}
3449 \item i dati inviati su un socket vengono considerati traffico normale,
3450   pertanto vengono rilevati alla loro ricezione sull'altro capo da una
3451   selezione effettuata con \const{POLLIN} o \const{POLLRDNORM};
3452 \item i dati urgenti \itindex{out-of-band} \textit{out-of-band} (vedi
3453   sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}) su un socket TCP vengono considerati
3454   traffico prioritario e vengono rilevati da una condizione \const{POLLIN},
3455   \const{POLLPRI} o \const{POLLRDBAND}.
3456 \item la chiusura di una connessione (cioè la ricezione di un segmento FIN)
3457   viene considerato traffico normale, pertanto viene rilevato da una
3458   condizione \const{POLLIN} o \const{POLLRDNORM}, ma una conseguente chiamata
3459   a \func{read} restituirà 0.
3460 \item la disponibilità di spazio sul socket per la scrittura di dati viene
3461   segnalata con una condizione \const{POLLOUT}.
3462 \item quando uno dei due capi del socket chiude un suo lato della connessione
3463   con \func{shutdown} si riceve una condizione di \const{POLLHUP}.
3464 \item la presenza di un errore sul socket (sia dovuta ad un segmento RST che a
3465   timeout) viene considerata traffico normale, ma viene segnalata anche dalla
3466   condizione \const{POLLERR}.
3467 \item la presenza di una nuova connessione su un socket in ascolto può essere
3468   considerata sia traffico normale che prioritario, nel caso di Linux
3469   l'implementazione la classifica come normale.
3470 \end{itemize}
3471
3472 Come esempio dell'uso di \func{poll} proviamo allora a reimplementare il
3473 server \textit{echo} secondo lo schema di fig.~\ref{fig:TCP_echo_multiplex}
3474 usando \func{poll} al posto di \func{select}. In questo caso dovremo fare
3475 qualche modifica, per tenere conto della diversa sintassi delle due funzioni,
3476 ma la struttura del programma resta sostanzialmente la stessa.
3477
3478
3479 \begin{figure}[!htbp]
3480   \footnotesize \centering
3481   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3482     \includecodesample{listati/poll_echod.c}
3483   \end{minipage} 
3484   \normalsize
3485   \caption{La sezione principale del codice della nuova versione di server
3486     \textit{echo} basati sull'uso della funzione \func{poll}.}
3487   \label{fig:TCP_PollEchod}
3488 \end{figure}
3489
3490 In fig.~\ref{fig:TCP_PollEchod} è riportata la sezione principale della nuova
3491 versione del server, la versione completa del codice è riportata nel file
3492 \texttt{poll\_echod.c} dei sorgenti allegati alla guida. Al solito nella
3493 figura si sono tralasciate la gestione delle opzioni, la creazione del socket
3494 in ascolto, la cessione dei privilegi e le operazioni necessarie a far
3495 funzionare il programma come demone, privilegiando la sezione principale del
3496 programma.
3497
3498 Come per il precedente server basato su \func{select} il primo passo
3499 (\texttt{\small 2--8}) è quello di inizializzare le variabili necessarie. Dato
3500 che in questo caso dovremo usare un vettore di strutture occorre anzitutto
3501 (\texttt{\small 2}) allocare la memoria necessaria utilizzando il numero
3502 massimo \var{n} di socket osservabili, che viene impostato attraverso
3503 l'opzione \texttt{-n} ed ha un valore di default di 256. 
3504
3505 Dopo di che si preimposta (\texttt{\small 3}) il valore \var{max\_fd} del file
3506 descriptor aperto con valore più alto a quello del socket in ascolto (al
3507 momento l'unico), e si provvede (\texttt{\small 4--7}) ad inizializzare le
3508 strutture, disabilitando (\texttt{\small 5}) l'osservazione con un valore
3509 negativo del campo \var{fd} ma predisponendo (\texttt{\small 6}) il campo
3510 \var{events} per l'osservazione dei dati normali con \const{POLLRDNORM}.
3511 Infine (\texttt{\small 8}) si attiva l'osservazione del socket in ascolto
3512 inizializzando la corrispondente struttura. Questo metodo comporta, in
3513 modalità interattiva, lo spreco di tre strutture (quelle relative a standard
3514 input, output ed error) che non vengono mai utilizzate in quanto la prima è
3515 sempre quella relativa al socket in ascolto.
3516
3517 Una volta completata l'inizializzazione tutto il lavoro viene svolto
3518 all'interno del ciclo principale \texttt{\small 10--55}) che ha una struttura
3519 sostanzialmente identica a quello usato per il precedente esempio basato su
3520 \func{select}. La prima istruzione (\texttt{\small 11--12}) è quella di
3521 eseguire \func{poll} all'interno di un ciclo che la ripete qualora venisse
3522 interrotta da un segnale, da cui si esce soltanto quando la funzione ritorna,
3523 restituendo nella variabile \var{n} il numero di file descriptor trovati
3524 attivi.  Qualora invece si sia ottenuto un errore si procede (\texttt{\small
3525   13--16}) alla terminazione immediata del processo provvedendo a stampare una
3526 descrizione dello stesso.
3527
3528 Una volta ottenuta dell'attività su un file descriptor si hanno di nuovo due
3529 possibilità. La prima possibilità è che ci sia attività sul socket in ascolto,
3530 indice di una nuova connessione, nel qual caso si controlla (\texttt{\small
3531   17}) se il campo \var{revents} della relativa struttura è attivo; se è così
3532 si provvede (\texttt{\small 18}) a decrementare la variabile \var{n} (che