Aggiornamento note di copyright e correzioni minime.
[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 system
1329 call dovuta ad un segnale), nel qual caso l'accesso viene ripetuto, altrimenti
1330 l'errore viene ritornato al programma chiamante, interrompendo il ciclo.
1331
1332 Nel caso della lettura, se il numero di byte letti è zero, significa che si è
1333 arrivati alla fine del file (per i socket questo significa in genere che
1334 l'altro capo è stato chiuso, e quindi non sarà più possibile leggere niente) e
1335 pertanto si ritorna senza aver concluso la lettura di tutti i byte
1336 richiesti. Entrambe le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, ed un
1337 valore negativo in caso di errore, \func{FullRead} restituisce il numero di
1338 byte non letti in caso di end-of-file prematuro.
1339
1340
1341 \subsection{Il client \textit{daytime}}
1342 \label{sec:TCP_daytime_client}
1343
1344 Il primo esempio di applicazione delle funzioni di base illustrate in
1345 sez.~\ref{sec:TCP_functions} è relativo alla creazione di un client elementare
1346 per il servizio \textit{daytime}, un servizio elementare, definito
1347 nell'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc867.txt}{RFC~867}, che restituisce
1348 l'ora locale della macchina a cui si effettua la richiesta, e che è assegnato
1349 alla porta 13.
1350
1351 In fig.~\ref{fig:TCP_daytime_client_code} è riportata la sezione principale
1352 del codice del nostro client. Il sorgente completo del programma
1353 (\texttt{TCP\_daytime.c}, che comprende il trattamento delle opzioni ed una
1354 funzione per stampare un messaggio di aiuto) è allegato alla guida nella
1355 sezione dei codici sorgente e può essere compilato su una qualunque macchina
1356 GNU/Linux.
1357
1358 \begin{figure}[!htbp]
1359   \footnotesize \centering
1360   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1361     \includecodesample{listati/TCP_daytime.c}
1362   \end{minipage} 
1363   \normalsize
1364   \caption{Esempio di codice di un client elementare per il servizio
1365     \textit{daytime}.} 
1366   \label{fig:TCP_daytime_client_code}
1367 \end{figure}
1368
1369 Il programma anzitutto (\texttt{\small 1--5}) include gli header necessari;
1370 dopo la dichiarazione delle variabili (\texttt{\small 9--12}) si è omessa
1371 tutta la parte relativa al trattamento degli argomenti passati dalla linea di
1372 comando (effettuata con le apposite funzioni illustrate in
1373 sez.~\ref{sec:proc_opt_handling}).
1374
1375 Il primo passo (\texttt{\small 14--18}) è creare un socket TCP (quindi di tipo
1376 \const{SOCK\_STREAM} e di famiglia \const{AF\_INET}). La funzione
1377 \func{socket} ritorna il descrittore che viene usato per identificare il
1378 socket in tutte le chiamate successive. Nel caso la chiamata fallisca si
1379 stampa un errore (\texttt{\small 16}) con la funzione \func{perror} e si esce
1380 (\texttt{\small 17}) con un codice di errore.
1381
1382 Il passo seguente (\texttt{\small 19--27}) è quello di costruire un'apposita
1383 struttura \struct{sockaddr\_in} in cui sarà inserito l'indirizzo del server ed
1384 il numero della porta del servizio. Il primo passo (\texttt{\small 20}) è
1385 inizializzare tutto a zero, per poi inserire il tipo di indirizzo
1386 (\texttt{\small 21}) e la porta (\texttt{\small 22}), usando per quest'ultima
1387 la funzione \func{htons} per convertire il formato dell'intero usato dal
1388 computer a quello usato nella rete, infine (\texttt{\small 23--27}) si può
1389 utilizzare la funzione \func{inet\_pton} per convertire l'indirizzo numerico
1390 passato dalla linea di comando.
1391
1392 A questo punto (\texttt{\small 28--32}) usando la funzione \func{connect} sul
1393 socket creato in precedenza (\texttt{\small 29}) si può stabilire la
1394 connessione con il server. Per questo si deve utilizzare come secondo
1395 argomento la struttura preparata in precedenza con il relativo indirizzo; si
1396 noti come, esistendo diversi tipi di socket, si sia dovuto effettuare un cast.
1397 Un valore di ritorno della funzione negativo implica il fallimento della
1398 connessione, nel qual caso si stampa un errore (\texttt{\small 30}) e si
1399 ritorna (\texttt{\small 31}).
1400
1401 Completata con successo la connessione il passo successivo (\texttt{\small
1402   34--40}) è leggere la data dal socket; il protocollo prevede che il server
1403 invii sempre una stringa alfanumerica, il formato della stringa non è
1404 specificato dallo standard, per cui noi useremo il formato usato dalla
1405 funzione \func{ctime}, seguito dai caratteri di terminazione \verb|\r\n|, cioè
1406 qualcosa del tipo:
1407 \begin{verbatim}
1408 Wed Apr 4 00:53:00 2001\r\n
1409 \end{verbatim}
1410 questa viene letta dal socket (\texttt{\small 34}) con la funzione \func{read}
1411 in un buffer temporaneo; la stringa poi deve essere terminata (\texttt{\small
1412   35}) con il solito carattere nullo per poter essere stampata (\texttt{\small
1413   36}) sullo standard output con l'uso di \func{fputs}.
1414
1415 Come si è già spiegato in sez.~\ref{sec:sock_io_behav} la risposta dal socket
1416 potrà arrivare in un unico pacchetto di 26 byte (come avverrà senz'altro nel
1417 caso in questione) ma potrebbe anche arrivare in 26 pacchetti di un byte.  Per
1418 questo nel caso generale non si può mai assumere che tutti i dati arrivino con
1419 una singola lettura, pertanto quest'ultima deve essere effettuata in un ciclo
1420 in cui si continui a leggere fintanto che la funzione \func{read} non ritorni
1421 uno zero (che significa che l'altro capo ha chiuso la connessione) o un numero
1422 minore di zero (che significa un errore nella connessione).
1423
1424 Si noti come in questo caso la fine dei dati sia specificata dal server che
1425 chiude la connessione (anche questo è quanto richiesto dal protocollo); questa
1426 è una delle tecniche possibili (è quella usata pure dal protocollo HTTP), ma
1427 ce ne possono essere altre, ad esempio FTP marca la conclusione di un blocco
1428 di dati con la sequenza ASCII \verb|\r\n| (carriage return e line feed),
1429 mentre il DNS mette la lunghezza in testa ad ogni blocco che trasmette. Il
1430 punto essenziale è che TCP non provvede nessuna indicazione che permetta di
1431 marcare dei blocchi di dati, per cui se questo è necessario deve provvedere il
1432 programma stesso.
1433
1434 Se abilitiamo il servizio \textit{daytime}\footnote{in genere questo viene
1435   fornito direttamente dal \textsl{superdemone} \cmd{inetd}, pertanto basta
1436   assicurarsi che esso sia abilitato nel relativo file di configurazione.}
1437 possiamo verificare il funzionamento del nostro client, avremo allora:
1438 \begin{verbatim}
1439 [piccardi@gont sources]$ ./daytime 127.0.0.1
1440 Mon Apr 21 20:46:11 2003
1441 \end{verbatim}%$
1442 e come si vede tutto funziona regolarmente.
1443
1444
1445 \subsection{Un server \textit{daytime} iterativo}
1446 \label{sec:TCP_daytime_iter_server}
1447
1448 Dopo aver illustrato il client daremo anche un esempio di un server
1449 elementare, che sia anche in grado di rispondere al precedente client. Come
1450 primo esempio realizzeremo un server iterativo, in grado di fornire una sola
1451 risposta alla volta. Il codice del programma è nuovamente mostrato in
1452 fig.~\ref{fig:TCP_daytime_iter_server_code}, il sorgente completo
1453 (\texttt{TCP\_iter\_daytimed.c}) è allegato insieme agli altri file degli
1454 esempi.
1455
1456 \begin{figure}[!htbp]
1457   \footnotesize \centering
1458   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1459     \includecodesample{listati/TCP_iter_daytimed.c}
1460   \end{minipage} 
1461   \normalsize
1462   \caption{Esempio di codice di un semplice server per il servizio daytime.}
1463   \label{fig:TCP_daytime_iter_server_code}
1464 \end{figure}
1465
1466 Come per il client si includono (\texttt{\small 1--9}) gli header necessari a
1467 cui è aggiunto quello per trattare i tempi, e si definiscono (\texttt{\small
1468   14--18}) alcune costanti e le variabili necessarie in seguito. Come nel caso
1469 precedente si sono omesse le parti relative al trattamento delle opzioni da
1470 riga di comando.
1471
1472 La creazione del socket (\texttt{\small 20--24}) è analoga al caso precedente,
1473 come pure l'inizializzazione (\texttt{\small 25--29}) della struttura
1474 \struct{sockaddr\_in}.  Anche in questo caso (\texttt{\small 28}) si usa la
1475 porta standard del servizio daytime, ma come indirizzo IP si usa
1476 (\texttt{\small 27}) il valore predefinito \const{INET\_ANY}, che corrisponde
1477 all'indirizzo generico.
1478
1479 Si effettua poi (\texttt{\small 30--34}) la chiamata alla funzione \func{bind}
1480 che permette di associare la precedente struttura al socket, in modo che
1481 quest'ultimo possa essere usato per accettare connessioni su una qualunque
1482 delle interfacce di rete locali. In caso di errore si stampa (\texttt{\small
1483   31}) un messaggio, e si termina (\texttt{\small 32}) immediatamente il
1484 programma.
1485
1486 Il passo successivo (\texttt{\small 35--39}) è quello di mettere ``\textsl{in
1487   ascolto}'' il socket; questo viene fatto (\texttt{\small 36}) con la
1488 funzione \func{listen} che dice al kernel di accettare connessioni per il
1489 socket che abbiamo creato; la funzione indica inoltre, con il secondo
1490 argomento, il numero massimo di connessioni che il kernel accetterà di mettere
1491 in coda per il suddetto socket. Di nuovo in caso di errore si stampa
1492 (\texttt{\small 37}) un messaggio, e si esce (\texttt{\small 38})
1493 immediatamente.
1494
1495 La chiamata a \func{listen} completa la preparazione del socket per l'ascolto
1496 (che viene chiamato anche \textit{listening descriptor}) a questo punto si può
1497 procedere con il ciclo principale (\texttt{\small 40--53}) che viene eseguito
1498 indefinitamente. Il primo passo (\texttt{\small 42}) è porsi in attesa di
1499 connessioni con la chiamata alla funzione \func{accept}, come in precedenza in
1500 caso di errore si stampa (\texttt{\small 43}) un messaggio, e si esce
1501 (\texttt{\small 44}).
1502
1503 Il processo resterà in stato di \textit{sleep} fin quando non arriva e viene
1504 accettata una connessione da un client; quando questo avviene \func{accept}
1505 ritorna, restituendo un secondo descrittore, che viene chiamato
1506 \textit{connected descriptor}, e che è quello che verrà usato dalla successiva
1507 chiamata alla \func{write} per scrivere la risposta al client.
1508
1509 Il ciclo quindi proseguirà determinando (\texttt{\small 46}) il tempo corrente
1510 con una chiamata a \texttt{time}, con il quale si potrà opportunamente
1511 costruire (\texttt{\small 47}) la stringa con la data da trasmettere
1512 (\texttt{\small 48}) con la chiamata a \func{write}. Completata la
1513 trasmissione il nuovo socket viene chiuso (\texttt{\small 52}).  A questo
1514 punto il ciclo si chiude ricominciando da capo in modo da poter ripetere
1515 l'invio della data in risposta ad una successiva connessione.
1516
1517 È importante notare che questo server è estremamente elementare, infatti, a
1518 parte il fatto di poter essere usato solo con indirizzi IPv4, esso è in grado
1519 di rispondere ad un solo un client alla volta: è cioè, come dicevamo, un
1520 \textsl{server iterativo}. Inoltre è scritto per essere lanciato da linea di
1521 comando, se lo si volesse utilizzare come demone occorrerebbero le opportune
1522 modifiche\footnote{come una chiamata a \func{daemon} prima dell'inizio del
1523   ciclo principale.} per tener conto di quanto illustrato in
1524 sez.~\ref{sec:sess_daemon}. Si noti anche che non si è inserita nessuna forma
1525 di gestione della terminazione del processo, dato che tutti i file descriptor
1526 vengono chiusi automaticamente alla sua uscita, e che, non generando figli,
1527 non è necessario preoccuparsi di gestire la loro terminazione.
1528
1529
1530 \subsection{Un server \textit{daytime} concorrente}
1531 \label{sec:TCP_daytime_cunc_server}
1532
1533 Il server \texttt{daytime} dell'esempio in
1534 sez.~\ref{sec:TCP_daytime_iter_server} è un tipico esempio di server iterativo,
1535 in cui viene servita una richiesta alla volta; in generale però, specie se il
1536 servizio è più complesso e comporta uno scambio di dati più sostanzioso di
1537 quello in questione, non è opportuno bloccare un server nel servizio di un
1538 client per volta; per questo si ricorre alle capacità di multitasking del
1539 sistema.
1540
1541 Come spiegato in sez.~\ref{sec:proc_fork} una delle modalità più comuni di
1542 funzionamento da parte dei server è quella di usare la funzione \func{fork}
1543 per creare, ad ogni richiesta da parte di un client, un processo figlio che si
1544 incarichi della gestione della comunicazione.  Si è allora riscritto il server
1545 \textit{daytime} dell'esempio precedente in forma concorrente, inserendo anche
1546 una opzione per la stampa degli indirizzi delle connessioni ricevute.
1547
1548 In fig.~\ref{fig:TCP_daytime_cunc_server_code} è mostrato un estratto del
1549 codice, in cui si sono tralasciati il trattamento delle opzioni e le parti
1550 rimaste invariate rispetto al precedente esempio (cioè tutta la parte
1551 riguardante l'apertura passiva del socket). Al solito il sorgente completo del
1552 server, nel file \texttt{TCP\_cunc\_daytimed.c}, è allegato insieme ai
1553 sorgenti degli altri esempi.
1554
1555 \begin{figure}[!htbp]
1556   \footnotesize \centering
1557   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1558     \includecodesample{listati/TCP_cunc_daytimed.c}
1559   \end{minipage} 
1560   \normalsize
1561   \caption{Esempio di codice di un server concorrente elementare per il 
1562     servizio daytime.}
1563   \label{fig:TCP_daytime_cunc_server_code}
1564 \end{figure}
1565
1566 Stavolta (\texttt{\small 21--26}) la funzione \func{accept} è chiamata
1567 fornendo una struttura di indirizzi in cui saranno ritornati l'indirizzo IP e
1568 la porta da cui il client effettua la connessione, che in un secondo tempo,
1569 (\texttt{\small 40--44}), se il logging è abilitato, stamperemo sullo standard
1570 output.
1571
1572 Quando \func{accept} ritorna il server chiama la funzione \func{fork}
1573 (\texttt{\small 27--31}) per creare il processo figlio che effettuerà
1574 (\texttt{\small 32--46}) tutte le operazioni relative a quella connessione,
1575 mentre il padre proseguirà l'esecuzione del ciclo principale in attesa di
1576 ulteriori connessioni.
1577
1578 Si noti come il figlio operi solo sul socket connesso, chiudendo
1579 immediatamente (\texttt{\small 33}) il socket \var{list\_fd}; mentre il padre
1580 continua ad operare solo sul socket in ascolto chiudendo (\texttt{\small 48})
1581 \var{conn\_fd} al ritorno dalla \func{fork}. Per quanto abbiamo detto in
1582 sez.~\ref{sec:TCP_func_close} nessuna delle due chiamate a \func{close} causa
1583 l'innesco della sequenza di chiusura perché il numero di riferimenti al file
1584 descriptor non si è annullato.
1585
1586 Infatti subito dopo la creazione del socket \var{list\_fd} ha una referenza, e
1587 lo stesso vale per \var{conn\_fd} dopo il ritorno di \func{accept}, ma dopo la
1588 \func{fork} i descrittori vengono duplicati nel padre e nel figlio per cui
1589 entrambi i socket si trovano con due referenze. Questo fa si che quando il
1590 padre chiude \var{sock\_fd} esso resta con una referenza da parte del figlio,
1591 e sarà definitivamente chiuso solo quando quest'ultimo, dopo aver completato
1592 le sue operazioni, chiamerà (\texttt{\small 45}) la funzione \func{close}.
1593
1594 In realtà per il figlio non sarebbe necessaria nessuna chiamata a
1595 \func{close}, in quanto con la \func{exit} finale (\texttt{\small 45}) tutti i
1596 file descriptor, quindi anche quelli associati ai socket, vengono
1597 automaticamente chiusi.  Tuttavia si è preferito effettuare esplicitamente le
1598 chiusure per avere una maggiore chiarezza del codice, e per evitare eventuali
1599 errori, prevenendo ad esempio un uso involontario del \textit{listening
1600   descriptor}.
1601
1602 Si noti invece come sia essenziale che il padre chiuda ogni volta il socket
1603 connesso dopo la \func{fork}; se così non fosse nessuno di questi socket
1604 sarebbe effettivamente chiuso dato che alla chiusura da parte del figlio
1605 resterebbe ancora un riferimento nel padre. Si avrebbero così due effetti: il
1606 padre potrebbe esaurire i descrittori disponibili (che sono un numero limitato
1607 per ogni processo) e soprattutto nessuna delle connessioni con i client
1608 verrebbe chiusa.
1609
1610 Come per ogni server iterativo il lavoro di risposta viene eseguito
1611 interamente dal processo figlio. Questo si incarica (\texttt{\small 34}) di
1612 chiamare \func{time} per leggere il tempo corrente, e di stamparlo
1613 (\texttt{\small 35}) sulla stringa contenuta in \var{buffer} con l'uso di
1614 \func{snprintf} e \func{ctime}. Poi la stringa viene scritta (\texttt{\small
1615   36--39}) sul socket, controllando che non ci siano errori. Anche in questo
1616 caso si è evitato il ricorso a \func{FullWrite} in quanto la stringa è
1617 estremamente breve e verrà senz'altro scritta in un singolo segmento.
1618
1619 Inoltre nel caso sia stato abilitato il \textit{logging} delle connessioni, si
1620 provvede anche (\texttt{\small 40--43}) a stampare sullo standard output
1621 l'indirizzo e la porta da cui il client ha effettuato la connessione, usando i
1622 valori contenuti nelle strutture restituite da \func{accept}, eseguendo le
1623 opportune conversioni con \func{inet\_ntop} e \func{ntohs}.
1624
1625 Ancora una volta l'esempio è estremamente semplificato, si noti come di nuovo
1626 non si sia gestita né la terminazione del processo né il suo uso come demone,
1627 che tra l'altro sarebbe stato incompatibile con l'uso della opzione di logging
1628 che stampa gli indirizzi delle connessioni sullo standard output. Un altro
1629 aspetto tralasciato è la gestione della terminazione dei processi figli,
1630 torneremo su questo più avanti quando tratteremo alcuni esempi di server più
1631 complessi.
1632
1633
1634
1635 \section{Un esempio più completo: il servizio \textit{echo}}
1636 \label{sec:TCP_echo_application}
1637
1638 L'esempio precedente, basato sul servizio \textit{daytime}, è un esempio molto
1639 elementare, in cui il flusso dei dati va solo nella direzione dal server al
1640 client. In questa sezione esamineremo un esempio di applicazione client/server
1641 un po' più complessa, che usi i socket TCP per una comunicazione in entrambe
1642 le direzioni.
1643
1644 Ci limiteremo a fornire una implementazione elementare, che usi solo le
1645 funzioni di base viste finora, ma prenderemo in esame, oltre al comportamento
1646 in condizioni normali, anche tutti i possibili scenari particolari (errori,
1647 sconnessione della rete, crash del client o del server durante la connessione)
1648 che possono avere luogo durante l'impiego di un'applicazione di rete, partendo
1649 da una versione primitiva che dovrà essere rimaneggiata di volta in volta per
1650 poter tenere conto di tutte le evenienze che si possono manifestare nella vita
1651 reale di un'applicazione di rete, fino ad arrivare ad un'implementazione
1652 completa.
1653
1654
1655 \subsection{Il servizio \textit{echo}}
1656 \label{sec:TCP_echo}
1657
1658
1659 Nella ricerca di un servizio che potesse fare da esempio per una comunicazione
1660 bidirezionale, si è deciso, seguendo la scelta di Stevens in \cite{UNP1}, di
1661 usare il servizio \textit{echo}, che si limita a restituire in uscita quanto
1662 immesso in ingresso. Infatti, nonostante la sua estrema semplicità, questo
1663 servizio costituisce il prototipo ideale per una generica applicazione di rete
1664 in cui un server risponde alle richieste di un client.  Nel caso di una
1665 applicazione più complessa quello che si potrà avere in più è una elaborazione
1666 dell'input del client, che in molti casi viene interpretato come un comando,
1667 da parte di un server che risponde fornendo altri dati in uscita.
1668
1669 Il servizio \textit{echo} è uno dei servizi standard solitamente provvisti
1670 direttamente dal superserver \cmd{inetd}, ed è definito
1671 dall'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc862.txt}{RFC~862}. Come dice il nome il
1672 servizio deve riscrivere indietro sul socket i dati che gli vengono inviati in
1673 ingresso. L'RFC descrive le specifiche del servizio sia per TCP che UDP, e per
1674 il primo stabilisce che una volta stabilita la connessione ogni dato in
1675 ingresso deve essere rimandato in uscita fintanto che il chiamante non ha
1676 chiude la connessione. Al servizio è assegnata la porta riservata 7.
1677
1678 Nel nostro caso l'esempio sarà costituito da un client che legge una linea di
1679 caratteri dallo standard input e la scrive sul server. A sua volta il server
1680 leggerà la linea dalla connessione e la riscriverà immutata all'indietro. Sarà
1681 compito del client leggere la risposta del server e stamparla sullo standard
1682 output.
1683
1684
1685 \subsection{Il client \textit{echo}: prima versione}
1686 \label{sec:TCP_echo_client}
1687
1688 Il codice della prima versione del client per il servizio \textit{echo},
1689 disponibile nel file \texttt{TCP\_echo\_first.c}, è riportato in
1690 fig.~\ref{fig:TCP_echo_client_1}. Esso ricalca la struttura del precedente
1691 client per il servizio \textit{daytime} (vedi
1692 sez.~\ref{sec:TCP_daytime_client}), e la prima parte (\texttt{\small 10--27})
1693 è sostanzialmente identica, a parte l'uso di una porta diversa.
1694
1695 \begin{figure}[!htbp]
1696   \footnotesize \centering
1697   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1698     \includecodesample{listati/TCP_echo_first.c}
1699   \end{minipage} 
1700   \normalsize
1701   \caption{Codice della prima versione del client \textit{echo}.}
1702   \label{fig:TCP_echo_client_1}
1703 \end{figure}
1704
1705 Al solito si è tralasciata la sezione relativa alla gestione delle opzioni a
1706 riga di comando.  Una volta dichiarate le variabili, si prosegue
1707 (\texttt{\small 10--13}) con della creazione del socket con l'usuale controllo
1708 degli errori, alla preparazione (\texttt{\small 14--17}) della struttura
1709 dell'indirizzo, che stavolta usa la porta 7 riservata al servizio
1710 \textit{echo}, infine si converte (\texttt{\small 18--22}) l'indirizzo
1711 specificato a riga di comando.  A questo punto (\texttt{\small 23--27}) si può
1712 eseguire la connessione al server secondo la stessa modalità usata in
1713 sez.~\ref{sec:TCP_daytime_client}.
1714
1715 Completata la connessione, per gestire il funzionamento del protocollo si usa
1716 la funzione \code{ClientEcho}, il cui codice si è riportato a parte in
1717 fig.~\ref{fig:TCP_client_echo_sub}. Questa si preoccupa di gestire tutta la
1718 comunicazione, leggendo una riga alla volta dallo standard input \file{stdin},
1719 scrivendola sul socket e ristampando su \file{stdout} quanto ricevuto in
1720 risposta dal server. Al ritorno dalla funzione (\texttt{\small 30--31}) anche
1721 il programma termina.
1722
1723 La funzione \code{ClientEcho} utilizza due buffer (\texttt{\small 3}) per
1724 gestire i dati inviati e letti sul socket.  La comunicazione viene gestita
1725 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 5--10}), i dati da inviare sulla
1726 connessione vengono presi dallo \file{stdin} usando la funzione \func{fgets},
1727 che legge una linea di testo (terminata da un \texttt{CR} e fino al massimo di
1728 \const{MAXLINE} caratteri) e la salva sul buffer di invio.
1729
1730 Si usa poi (\texttt{\small 6}) la funzione \func{FullWrite}, vista in
1731 sez.~\ref{sec:sock_io_behav}, per scrivere i dati sul socket, gestendo
1732 automaticamente l'invio multiplo qualora una singola \func{write} non sia
1733 sufficiente.  I dati vengono riletti indietro (\texttt{\small 7}) con una
1734 \func{read}\footnote{si è fatta l'assunzione implicita che i dati siano
1735   contenuti tutti in un solo segmento, così che la chiamata a \func{read} li
1736   restituisca sempre tutti; avendo scelto una dimensione ridotta per il buffer
1737   questo sarà sempre vero, vedremo più avanti come superare il problema di
1738   rileggere indietro tutti e soli i dati disponibili, senza bloccarsi.} sul
1739 buffer di ricezione e viene inserita (\texttt{\small 8}) la terminazione della
1740 stringa e per poter usare (\texttt{\small 9}) la funzione \func{fputs} per
1741 scriverli su \file{stdout}.
1742
1743 \begin{figure}[!htbp]
1744   \footnotesize \centering
1745   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1746     \includecodesample{listati/ClientEcho_first.c}
1747   \end{minipage} 
1748   \normalsize
1749   \caption{Codice della prima versione della funzione \texttt{ClientEcho} per 
1750     la gestione del servizio \textit{echo}.}
1751   \label{fig:TCP_client_echo_sub}
1752 \end{figure}
1753
1754 Quando si concluderà l'invio di dati mandando un end-of-file sullo standard
1755 input si avrà il ritorno di \func{fgets} con un puntatore nullo (si riveda
1756 quanto spiegato in sez.~\ref{sec:file_line_io}) e la conseguente uscita dal
1757 ciclo; al che la subroutine ritorna ed il nostro programma client termina.
1758
1759 Si può effettuare una verifica del funzionamento del client abilitando il
1760 servizio \textit{echo} nella configurazione di \cmd{initd} sulla propria
1761 macchina ed usandolo direttamente verso di esso in locale, vedremo in
1762 dettaglio più avanti (in sez.~\ref{sec:TCP_echo_startup}) il funzionamento del
1763 programma, usato però con la nostra versione del server \textit{echo}, che
1764 illustriamo immediatamente.
1765
1766
1767 \subsection{Il server \textit{echo}: prima versione}
1768 \label{sec:TCPsimp_server_main}
1769
1770 La prima versione del server, contenuta nel file \texttt{TCP\_echod\_first.c},
1771 è riportata in fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_first_code}. Come abbiamo fatto
1772 per il client anche il server è stato diviso in un corpo principale,
1773 costituito dalla funzione \code{main}, che è molto simile a quello visto nel
1774 precedente esempio per il server del servizio \textit{daytime} di
1775 sez.~\ref{sec:TCP_daytime_cunc_server}, e da una funzione ausiliaria
1776 \code{ServEcho} che si cura della gestione del servizio.
1777
1778 \begin{figure}[!htbp]
1779   \footnotesize \centering
1780   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1781     \includecodesample{listati/TCP_echod_first.c}
1782   \end{minipage} 
1783   \normalsize
1784   \caption{Codice del corpo principale della prima versione del server
1785     per il servizio \textit{echo}.}
1786   \label{fig:TCP_echo_server_first_code}
1787 \end{figure}
1788
1789 In questo caso però, rispetto a quanto visto nell'esempio di
1790 fig.~\ref{fig:TCP_daytime_cunc_server_code} si è preferito scrivere il server
1791 curando maggiormente alcuni dettagli, per tenere conto anche di alcune
1792 esigenze generali (che non riguardano direttamente la rete), come la
1793 possibilità di lanciare il server anche in modalità interattiva e la cessione
1794 dei privilegi di amministratore non appena questi non sono più necessari.
1795
1796 La sezione iniziale del programma (\texttt{\small 8--21}) è la stessa del
1797 server di sez.~\ref{sec:TCP_daytime_cunc_server}, ed ivi descritta in
1798 dettaglio: crea il socket, inizializza l'indirizzo e esegue \func{bind}; dato
1799 che quest'ultima funzione viene usata su una porta riservata, il server dovrà
1800 essere eseguito da un processo con i privilegi di amministratore, pena il
1801 fallimento della chiamata.
1802
1803 Una volta eseguita la funzione \func{bind} però i privilegi di amministratore
1804 non sono più necessari, per questo è sempre opportuno rilasciarli, in modo da
1805 evitare problemi in caso di eventuali vulnerabilità del server.  Per questo
1806 prima (\texttt{\small 22--26}) si esegue \func{setgid} per assegnare il
1807 processo ad un gruppo senza privilegi,\footnote{si è usato il valore 65534,
1808   ovvero -1 per il formato \ctyp{short}, che di norma in tutte le
1809   distribuzioni viene usato per identificare il gruppo \texttt{nogroup} e
1810   l'utente \texttt{nobody}, usati appunto per eseguire programmi che non
1811   richiedono nessun privilegio particolare.} e poi si ripete (\texttt{\small
1812   27--30}) l'operazione usando \func{setuid} per cambiare anche
1813 l'utente.\footnote{si tenga presente che l'ordine in cui si eseguono queste
1814   due operazioni è importante, infatti solo avendo i privilegi di
1815   amministratore si può cambiare il gruppo di un processo ad un altro di cui
1816   non si fa parte, per cui chiamare prima \func{setuid} farebbe fallire una
1817   successiva chiamata a \func{setgid}.  Inoltre si ricordi (si riveda quanto
1818   esposto in sez.~\ref{sec:proc_perms}) che usando queste due funzioni il
1819   rilascio dei privilegi è irreversibile.}  Infine (\texttt{\small 30--36}),
1820 qualora sia impostata la variabile \var{demonize}, prima (\texttt{\small 31})
1821 si apre il sistema di logging per la stampa degli errori, e poi
1822 (\texttt{\small 32--35}) si invoca \func{daemon} per eseguire in background il
1823 processo come demone.
1824
1825 A questo punto il programma riprende di nuovo lo schema già visto usato dal
1826 server per il servizio \textit{daytime}, con l'unica differenza della chiamata
1827 alla funzione \code{PrintErr}, riportata in fig.~\ref{fig:TCP_PrintErr}, al
1828 posto di \func{perror} per la stampa degli errori. 
1829
1830 Si inizia con il porre (\texttt{\small 37--41}) in ascolto il socket, e poi si
1831 esegue indefinitamente il ciclo principale (\texttt{\small 42--59}).
1832 All'interno di questo si ricevono (\texttt{\small 43--47}) le connessioni,
1833 creando (\texttt{\small 48--51}) un processo figlio per ciascuna di esse.
1834 Quest'ultimo (\texttt{\small 52--56}), chiuso (\texttt{\small 53}) il
1835 \textit{listening socket}, esegue (\texttt{\small 54}) la funzione di gestione
1836 del servizio \code{ServEcho}, ed al ritorno di questa esce (\texttt{\small
1837   55}).
1838
1839 Il padre invece si limita (\texttt{\small 57}) a chiudere il \textit{connected
1840   socket} per ricominciare da capo il ciclo in attesa di nuove connessioni. In
1841 questo modo si ha un server concorrente. La terminazione del padre non è
1842 gestita esplicitamente, e deve essere effettuata inviando un segnale al
1843 processo.
1844
1845 Avendo trattato direttamente la gestione del programma come demone, si è
1846 dovuto anche provvedere alla necessità di poter stampare eventuali messaggi di
1847 errore attraverso il sistema del \textit{syslog} trattato in
1848 sez.~\ref{sec:sess_daemon}. Come accennato questo è stato fatto utilizzando
1849 come \textit{wrapper} la funzione \code{PrintErr}, il cui codice è riportato
1850 in fig.~\ref{fig:TCP_PrintErr}.
1851
1852 In essa ci si limita a controllare (\texttt{\small 2}) se è stato impostato
1853 (valore attivo per default) l'uso come demone, nel qual caso (\texttt{\small
1854   3}) si usa \func{syslog} (vedi sez.~\ref{sec:sess_daemon}) per stampare il
1855 messaggio di errore fornito come argomento sui log di sistema. Se invece si è
1856 in modalità interattiva (attivabile con l'opzione \texttt{-i}) si usa
1857 (\texttt{\small 5}) semplicemente la funzione \func{perror} per stampare sullo
1858 standard error.
1859
1860 \begin{figure}[!htbp]
1861   \footnotesize \centering
1862   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1863     \includecodesample{listati/PrintErr.c}
1864   \end{minipage} 
1865   \normalsize
1866   \caption{Codice della funzione \code{PrintErr} per la
1867     generalizzazione della stampa degli errori sullo standard input o
1868     attraverso il \texttt{syslog}.}
1869   \label{fig:TCP_PrintErr}
1870 \end{figure}
1871
1872 La gestione del servizio \textit{echo} viene effettuata interamente nella
1873 funzione \code{ServEcho}, il cui codice è mostrato in
1874 fig.~\ref{fig:TCP_ServEcho_first}, e la comunicazione viene gestita all'interno
1875 di un ciclo (\texttt{\small 6--13}).  I dati inviati dal client vengono letti
1876 (\texttt{\small 6}) dal socket con una semplice \func{read}, di cui non si
1877 controlla lo stato di uscita, assumendo che ritorni solo in presenza di dati
1878 in arrivo. La riscrittura (\texttt{\small 7}) viene invece gestita dalla
1879 funzione \func{FullWrite} (descritta in fig.~\ref{fig:sock_FullWrite_code}) che
1880 si incarica di tenere conto automaticamente della possibilità che non tutti i
1881 dati di cui è richiesta la scrittura vengano trasmessi con una singola
1882 \func{write}.
1883
1884 \begin{figure}[!htbp] 
1885   \footnotesize \centering
1886   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
1887     \includecodesample{listati/ServEcho_first.c}
1888   \end{minipage} 
1889   \normalsize
1890   \caption{Codice della prima versione della funzione \code{ServEcho} per la
1891     gestione del servizio \textit{echo}.}
1892   \label{fig:TCP_ServEcho_first}
1893 \end{figure}
1894
1895 In caso di errore di scrittura (si ricordi che \func{FullWrite} restituisce un
1896 valore nullo in caso di successo) si provvede (\texttt{\small 8--10}) a
1897 stampare il relativo messaggio con \func{PrintErr}.  Quando il client chiude
1898 la connessione il ricevimento del FIN fa ritornare la \func{read} con un
1899 numero di byte letti pari a zero, il che causa l'uscita dal ciclo e il ritorno
1900 (\texttt{\small 12}) della funzione, che a sua volta causa la terminazione del
1901 processo figlio.
1902
1903
1904 \subsection{L'avvio e il funzionamento normale}
1905 \label{sec:TCP_echo_startup}
1906
1907 Benché il codice dell'esempio precedente sia molto ridotto, esso ci permetterà
1908 di considerare in dettaglio le varie problematiche che si possono incontrare
1909 nello scrivere un'applicazione di rete. Infatti attraverso l'esame delle sue
1910 modalità di funzionamento normali, all'avvio e alla terminazione, e di quello
1911 che avviene nelle varie situazioni limite, da una parte potremo approfondire
1912 la comprensione del protocollo TCP/IP e dall'altra ricavare le indicazioni
1913 necessarie per essere in grado di scrivere applicazioni robuste, in grado di
1914 gestire anche i casi limite.
1915
1916 Il primo passo è compilare e lanciare il server (da root, per poter usare la
1917 porta 7 che è riservata), alla partenza esso eseguirà l'apertura passiva con
1918 la sequenza delle chiamate a \func{socket}, \func{bind}, \func{listen} e poi
1919 si bloccherà nella \func{accept}. A questo punto si potrà controllarne lo
1920 stato con \cmd{netstat}:
1921 \begin{verbatim}
1922 [piccardi@roke piccardi]$ netstat -at
1923 Active Internet connections (servers and established)
1924 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State 
1925 ...
1926 tcp        0      0 *:echo                  *:*                     LISTEN
1927 ...
1928 \end{verbatim} %$
1929 che ci mostra come il socket sia in ascolto sulla porta richiesta, accettando
1930 connessioni da qualunque indirizzo e da qualunque porta e su qualunque
1931 interfaccia locale.
1932
1933 A questo punto si può lanciare il client, esso chiamerà \func{socket} e
1934 \func{connect}; una volta completato il \itindex{three~way~handshake}
1935 \textit{three way handshake} la connessione è stabilita; la \func{connect}
1936 ritornerà nel client\footnote{si noti che è sempre la \func{connect} del
1937   client a ritornare per prima, in quanto questo avviene alla ricezione del
1938   secondo segmento (l'ACK del server) del \itindex{three~way~handshake}
1939   \textit{three way handshake}, la \func{accept} del server ritorna solo dopo
1940   un altro mezzo RTT quando il terzo segmento (l'ACK del client) viene
1941   ricevuto.}  e la \func{accept} nel server, ed usando di nuovo \cmd{netstat}
1942 otterremmo che:
1943 \begin{verbatim}
1944 Active Internet connections (servers and established)
1945 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State
1946 tcp        0      0 *:echo                  *:*                     LISTEN
1947 tcp        0      0 roke:echo               gont:32981              ESTABLISHED
1948 \end{verbatim}
1949 mentre per quanto riguarda l'esecuzione dei programmi avremo che:
1950 \begin{itemize}
1951 \item il client chiama la funzione \code{ClientEcho} che si blocca sulla
1952   \func{fgets} dato che non si è ancora scritto nulla sul terminale.
1953 \item il server eseguirà una \func{fork} facendo chiamare al processo figlio
1954   la funzione \code{ServEcho}, quest'ultima si bloccherà sulla \func{read}
1955   dal socket sul quale ancora non sono presenti dati.
1956 \item il processo padre del server chiamerà di nuovo \func{accept}
1957   bloccandosi fino all'arrivo di un'altra connessione.
1958 \end{itemize}
1959 e se usiamo il comando \cmd{ps} per esaminare lo stato dei processi otterremo
1960 un risultato del tipo:
1961 \begin{verbatim}
1962 [piccardi@roke piccardi]$ ps ax
1963   PID TTY      STAT   TIME COMMAND
1964  ...  ...      ...    ...  ...
1965  2356 pts/0    S      0:00 ./echod
1966  2358 pts/1    S      0:00 ./echo 127.0.0.1
1967  2359 pts/0    S      0:00 ./echod
1968 \end{verbatim} %$
1969 (dove si sono cancellate le righe inutili) da cui si evidenzia la presenza di
1970 tre processi, tutti in stato di \textit{sleep} (vedi
1971 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}).
1972
1973 Se a questo punto si inizia a scrivere qualcosa sul client non sarà trasmesso
1974 niente fin tanto che non si prema il tasto di a capo (si ricordi quanto detto
1975 in sez.~\ref{sec:file_line_io} a proposito dell'I/O su terminale), solo allora
1976 \func{fgets} ritornerà ed il client scriverà quanto immesso sul socket, per
1977 poi passare a rileggere quanto gli viene inviato all'indietro dal server, che
1978 a sua volta sarà inviato sullo standard output, che nel caso ne provoca
1979 l'immediata stampa a video.
1980
1981
1982 \subsection{La conclusione normale}
1983 \label{sec:TCP_echo_conclusion}
1984
1985 Tutto quello che scriveremo sul client sarà rimandato indietro dal server e
1986 ristampato a video fintanto che non concluderemo l'immissione dei dati; una
1987 sessione tipica sarà allora del tipo: 
1988 \begin{verbatim}
1989 [piccardi@roke sources]$ ./echo 127.0.0.1
1990 Questa e` una prova
1991 Questa e` una prova
1992 Ho finito
1993 Ho finito
1994 \end{verbatim} %$
1995 che termineremo inviando un EOF dal terminale (usando la combinazione di tasti
1996 ctrl-D, che non compare a schermo); se eseguiamo un \cmd{netstat} a questo
1997 punto avremo:
1998 \begin{verbatim}
1999 [piccardi@roke piccardi]$ netstat -at 
2000 tcp        0      0 *:echo                  *:*                     LISTEN
2001 tcp        0      0 localhost:33032         localhost:echo          TIME_WAIT
2002 \end{verbatim} %$
2003 con il client che entra in \texttt{TIME\_WAIT}.
2004
2005 Esaminiamo allora in dettaglio la sequenza di eventi che porta alla
2006 terminazione normale della connessione, che ci servirà poi da riferimento
2007 quando affronteremo il comportamento in caso di conclusioni anomale:
2008
2009 \begin{enumerate}
2010 \item inviando un carattere di EOF da terminale la \func{fgets} ritorna
2011   restituendo un puntatore nullo che causa l'uscita dal ciclo di \code{while},
2012   così la funzione \code{ClientEcho} ritorna.
2013 \item al ritorno di \code{ClientEcho} ritorna anche la funzione \code{main}, e
2014   come parte del processo di terminazione tutti i file descriptor vengono chiusi
2015   (si ricordi quanto detto in sez.~\ref{sec:proc_term_conclusion}); questo
2016   causa la chiusura del socket di comunicazione; il client allora invierà un
2017   FIN al server a cui questo risponderà con un ACK.  A questo punto il client
2018   verrà a trovarsi nello stato \texttt{FIN\_WAIT\_2} ed il server nello stato
2019   \texttt{CLOSE\_WAIT} (si riveda quanto spiegato in
2020   sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}).
2021 \item quando il server riceve il FIN la \func{read} del processo figlio che
2022   gestisce la connessione ritorna restituendo 0 causando così l'uscita dal
2023   ciclo e il ritorno di \code{ServEcho}, a questo punto il processo figlio
2024   termina chiamando \func{exit}.
2025 \item all'uscita del figlio tutti i file descriptor vengono chiusi, la
2026   chiusura del socket connesso fa sì che venga effettuata la sequenza finale
2027   di chiusura della connessione, viene emesso un FIN dal server che riceverà
2028   un ACK dal client, a questo punto la connessione è conclusa e il client
2029   resta nello stato \texttt{TIME\_WAIT}.
2030 \end{enumerate}
2031
2032
2033 \subsection{La gestione dei processi figli}
2034 \label{sec:TCP_child_hand}
2035
2036 Tutto questo riguarda la connessione, c'è però da tenere conto dell'effetto
2037 del procedimento di chiusura del processo figlio nel server (si veda quanto
2038 esaminato in sez.~\ref{sec:proc_termination}). In questo caso avremo l'invio
2039 del segnale \signal{SIGCHLD} al padre, ma dato che non si è installato un
2040 gestore e che l'azione predefinita per questo segnale è quella di essere
2041 ignorato, non avendo predisposto la ricezione dello stato di terminazione,
2042 otterremo che il processo figlio entrerà nello stato di \itindex{zombie}
2043 \textit{zombie} (si riveda quanto illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigchld}),
2044 come risulterà ripetendo il comando \cmd{ps}:
2045 \begin{verbatim}
2046  2356 pts/0    S      0:00 ./echod
2047  2359 pts/0    Z      0:00 [echod <defunct>]
2048 \end{verbatim}
2049
2050 Dato che non è il caso di lasciare processi \itindex{zombie} \textit{zombie},
2051 occorrerà ricevere opportunamente lo stato di terminazione del processo (si
2052 veda sez.~\ref{sec:proc_wait}), cosa che faremo utilizzando \signal{SIGCHLD}
2053 secondo quanto illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigchld}. Una prima modifica al
2054 nostro server è pertanto quella di inserire la gestione della terminazione dei
2055 processi figli attraverso l'uso di un gestore.  Per questo useremo la funzione
2056 \code{Signal} (che abbiamo illustrato in fig.~\ref{fig:sig_Signal_code}), per
2057 installare il gestore che riceve i segnali dei processi figli terminati già
2058 visto in fig.~\ref{fig:sig_sigchld_handl}.  Basterà allora aggiungere il
2059 seguente codice: \includecodesnip{listati/sigchildhand.c}
2060 \noindent
2061 all'esempio illustrato in fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_first_code}.
2062
2063 In questo modo però si introduce un altro problema. Si ricordi infatti che,
2064 come spiegato in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, quando un programma si trova in
2065 stato di \texttt{sleep} durante l'esecuzione di una system call, questa viene
2066 interrotta alla ricezione di un segnale. Per questo motivo, alla fine
2067 dell'esecuzione del gestore del segnale, se questo ritorna, il programma
2068 riprenderà l'esecuzione ritornando dalla system call interrotta con un errore
2069 di \errcode{EINTR}.
2070
2071 Vediamo allora cosa comporta tutto questo nel nostro caso: quando si chiude il
2072 client, il processo figlio che gestisce la connessione terminerà, ed il padre,
2073 per evitare la creazione di \itindex{zombie} \textit{zombie}, riceverà il
2074 segnale \signal{SIGCHLD} eseguendo il relativo gestore. Al ritorno del gestore
2075 però l'esecuzione nel padre ripartirà subito con il ritorno della funzione
2076 \func{accept} (a meno di un caso fortuito in cui il segnale arriva durante
2077 l'esecuzione del programma in risposta ad una connessione) con un errore di
2078 \errcode{EINTR}. Non avendo previsto questa eventualità il programma considera
2079 questo un errore fatale terminando a sua volta con un messaggio del tipo:
2080 \begin{verbatim}
2081 [root@gont sources]# ./echod -i
2082 accept error: Interrupted system call
2083 \end{verbatim}%#
2084
2085 Come accennato in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha} le conseguenze di questo
2086 comportamento delle system call possono essere superate in due modi diversi,
2087 il più semplice è quello di modificare il codice di \func{Signal} per
2088 richiedere il riavvio automatico delle system call interrotte secondo la
2089 semantica di BSD, usando l'opzione \const{SA\_RESTART} di \func{sigaction};
2090 rispetto a quanto visto in fig.~\ref{fig:sig_Signal_code}. Definiremo allora la
2091 nuova funzione \func{SignalRestart}\footnote{anche questa è definita, insieme
2092   alle altre funzioni riguardanti la gestione dei segnali, nel file
2093   \file{SigHand.c}, il cui contento completo può essere trovato negli esempi
2094   allegati.} come mostrato in fig.~\ref{fig:sig_SignalRestart_code}, ed
2095 installeremo il gestore usando quest'ultima.
2096
2097 \begin{figure}[!htbp]
2098   \footnotesize \centering
2099   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2100     \includecodesample{listati/SignalRestart.c}
2101   \end{minipage}  
2102   \normalsize 
2103   \caption{La funzione \func{SignalRestart}, che installa un gestore di
2104     segnali in semantica BSD per il riavvio automatico delle system call
2105     interrotte.}
2106   \label{fig:sig_SignalRestart_code}
2107 \end{figure}
2108
2109 Come si può notare questa funzione è identica alla precedente \func{Signal},
2110 illustrata in fig.~\ref{fig:sig_Signal_code}, solo che in questo caso invece di
2111 inizializzare a zero il campo \var{sa\_flags} di \struct{sigaction}, lo si
2112 inizializza (\texttt{\small 5}) al valore \const{SA\_RESTART}. Usando questa
2113 funzione al posto di \func{Signal} nel server non è necessaria nessuna altra
2114 modifica: le system call interrotte saranno automaticamente riavviate, e
2115 l'errore \errcode{EINTR} non si manifesterà più.
2116
2117 La seconda soluzione è più invasiva e richiede di controllare tutte le volte
2118 l'errore restituito dalle varie system call, ripetendo la chiamata qualora
2119 questo corrisponda ad \errcode{EINTR}. Questa soluzione ha però il pregio
2120 della portabilità, infatti lo standard POSIX dice che la funzionalità di
2121 riavvio automatico delle system call, fornita da \const{SA\_RESTART}, è
2122 opzionale, per cui non è detto che essa sia disponibile su qualunque sistema.
2123 Inoltre in certi casi,\footnote{Stevens in \cite{UNP1} accenna che la maggior
2124   parte degli Unix derivati da BSD non fanno ripartire \func{select}; altri
2125   non riavviano neanche \func{accept} e \func{recvfrom}, cosa che invece nel
2126   caso di Linux viene sempre fatta.} anche quando questa è presente, non è
2127 detto possa essere usata con \func{accept}. 
2128
2129
2130 La portabilità nella gestione dei segnali però viene al costo di una
2131 riscrittura parziale del server, la nuova versione di questo, in cui si sono
2132 introdotte una serie di nuove opzioni che ci saranno utili per il debug, è
2133 mostrata in fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_code_second}, dove si sono riportate
2134 la sezioni di codice modificate nella seconda versione del programma, il
2135 codice completo di quest'ultimo si trova nel file
2136 \texttt{TCP\_echod\_second.c} dei sorgenti allegati alla guida.
2137
2138 La prima modifica effettuata è stata quella di introdurre una nuova opzione a
2139 riga di comando, \texttt{-c}, che permette di richiedere il comportamento
2140 compatibile nella gestione di \signal{SIGCHLD} al posto della semantica BSD
2141 impostando la variabile \var{compat} ad un valore non nullo. Questa è
2142 preimpostata al valore nullo, cosicché se non si usa questa opzione il
2143 comportamento di default del server è di usare la semantica BSD. 
2144
2145 Una seconda opzione aggiunta è quella di inserire un tempo di attesa fisso
2146 specificato in secondi fra il ritorno della funzione \func{listen} e la
2147 chiamata di \func{accept}, specificabile con l'opzione \texttt{-w}, che
2148 permette di impostare la variabile \var{waiting}.  Infine si è introdotta una
2149 opzione \texttt{-d} per abilitare il debugging che imposta ad un valore non
2150 nullo la variabile \var{debugging}. Al solito si è omessa da
2151 fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_code_second} la sezione di codice relativa alla
2152 gestione di tutte queste opzioni, che può essere trovata nel sorgente del
2153 programma.
2154
2155 \begin{figure}[!htbp]
2156   \footnotesize \centering
2157   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2158     \includecodesample{listati/TCP_echod_second.c}
2159   \end{minipage} 
2160   \normalsize
2161   \caption{La sezione nel codice della seconda versione del server
2162     per il servizio \textit{echo} modificata per tener conto dell'interruzione
2163     delle system call.}
2164   \label{fig:TCP_echo_server_code_second}
2165 \end{figure}
2166
2167 Vediamo allora come è cambiato il nostro server; una volta definite le
2168 variabili e trattate le opzioni il primo passo (\texttt{\small 9--13}) è
2169 verificare la semantica scelta per la gestione di \signal{SIGCHLD}, a seconda
2170 del valore di \var{compat} (\texttt{\small 9}) si installa il gestore con la
2171 funzione \func{Signal} (\texttt{\small 10}) o con \texttt{SignalRestart}
2172 (\texttt{\small 12}), essendo quest'ultimo il valore di default.
2173
2174 Tutta la sezione seguente, che crea il socket, cede i privilegi di
2175 amministratore ed eventualmente lancia il programma come demone, è rimasta
2176 invariata e pertanto è stata omessa in
2177 fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_code_second}; l'unica modifica effettuata prima
2178 dell'entrata nel ciclo principale è stata quella di aver introdotto, subito
2179 dopo la chiamata (\texttt{\small 17--20}) alla funzione \func{listen}, una
2180 eventuale pausa con una condizione (\texttt{\small 21}) sulla variabile
2181 \var{waiting}, che viene inizializzata, con l'opzione \texttt{-w Nsec}, al
2182 numero di secondi da aspettare (il valore preimpostato è nullo).
2183
2184 Si è potuto lasciare inalterata tutta la sezione di creazione del socket
2185 perché nel server l'unica chiamata ad una system call lenta, che può essere
2186 interrotta dall'arrivo di \signal{SIGCHLD}, è quella ad \func{accept}, che è
2187 l'unica funzione che può mettere il processo padre in stato di sleep nel
2188 periodo in cui un figlio può terminare; si noti infatti come le altre
2189 \index{system~call~lente} \textit{slow system call}\footnote{si ricordi la
2190   distinzione fatta in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}.} o sono chiamate prima di
2191 entrare nel ciclo principale, quando ancora non esistono processi figli, o
2192 sono chiamate dai figli stessi e non risentono di \signal{SIGCHLD}.
2193
2194 Per questo l'unica modifica sostanziale nel ciclo principale (\texttt{\small
2195   23--42}), rispetto precedente versione di fig.~\ref{fig:TCP_ServEcho_first},
2196 è nella sezione (\texttt{\small 25--31}) in cui si effettua la chiamata di
2197 \func{accept}.  Quest'ultima viene effettuata (\texttt{\small 26--27})
2198 all'interno di un ciclo di \code{while}\footnote{la sintassi del C relativa a
2199   questo ciclo può non essere del tutto chiara. In questo caso infatti si è
2200   usato un ciclo vuoto che non esegue nessuna istruzione, in questo modo
2201   quello che viene ripetuto con il ciclo è soltanto il codice che esprime la
2202   condizione all'interno del \code{while}.}  che la ripete indefinitamente
2203 qualora in caso di errore il valore di \var{errno} sia \errcode{EINTR}. Negli
2204 altri casi si esce in caso di errore effettivo (\texttt{\small 27--29}),
2205 altrimenti il programma prosegue.
2206
2207 Si noti che in questa nuova versione si è aggiunta una ulteriore sezione
2208 (\texttt{\small 32--40}) di aiuto per il debug del programma, che eseguita con
2209 un controllo (\texttt{\small 33}) sul valore della variabile \var{debugging}
2210 impostato dall'opzione \texttt{-d}. Qualora questo sia nullo, come
2211 preimpostato, non accade nulla. altrimenti (\texttt{\small 33}) l'indirizzo
2212 ricevuto da \var{accept} viene convertito in una stringa che poi
2213 (\texttt{\small 34--39}) viene opportunamente stampata o sullo schermo o nei
2214 log.
2215
2216 Infine come ulteriore miglioria si è perfezionata la funzione \code{ServEcho},
2217 sia per tenere conto della nuova funzionalità di debugging, che per effettuare
2218 un controllo in caso di errore; il codice della nuova versione è mostrato in
2219 fig.~\ref{fig:TCP_ServEcho_second}.
2220
2221 \begin{figure}[!htbp] 
2222   \footnotesize \centering
2223   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2224     \includecodesample{listati/ServEcho_second.c}
2225   \end{minipage} 
2226   \normalsize
2227   \caption{Codice della seconda versione della funzione \code{ServEcho} per la
2228     gestione del servizio \textit{echo}.}
2229   \label{fig:TCP_ServEcho_second}
2230 \end{figure}
2231
2232 Rispetto alla precedente versione di fig.~\ref{fig:TCP_ServEcho_first} in
2233 questo caso si è provveduto a controllare (\texttt{\small 7--10}) il valore di
2234 ritorno di \func{read} per rilevare un eventuale errore, in modo da stampare
2235 (\texttt{\small 8}) un messaggio di errore e ritornare (\texttt{\small 9})
2236 concludendo la connessione.
2237
2238 Inoltre qualora sia stata attivata la funzionalità di debug (avvalorando
2239 \var{debugging} tramite l'apposita opzione \texttt{-d}) si provvederà a
2240 stampare (tenendo conto della modalità di invocazione del server, se
2241 interattiva o in forma di demone) il numero di byte e la stringa letta dal
2242 client (\texttt{\small 16--24}).
2243
2244
2245 \section{I vari scenari critici}
2246 \label{sec:TCP_echo_critical}
2247
2248 Con le modifiche viste in sez.~\ref{sec:TCP_child_hand} il nostro esempio
2249 diventa in grado di affrontare la gestione ordinaria delle connessioni, ma un
2250 server di rete deve tenere conto che, al contrario di quanto avviene per i
2251 server che operano nei confronti di processi presenti sulla stessa macchina,
2252 la rete è di sua natura inaffidabile, per cui è necessario essere in grado di
2253 gestire tutta una serie di situazioni critiche che non esistono per i processi
2254 locali.
2255
2256
2257 \subsection{La terminazione precoce della connessione}
2258 \label{sec:TCP_conn_early_abort}
2259
2260 La prima situazione critica è quella della terminazione precoce, causata da un
2261 qualche errore sulla rete, della connessione effettuata da un client. Come
2262 accennato in sez.~\ref{sec:TCP_func_accept} la funzione \func{accept} riporta
2263 tutti gli eventuali errori di rete pendenti su una connessione sul
2264 \textit{connected socket}. Di norma questo non è un problema, in quanto non
2265 appena completata la connessione, \func{accept} ritorna e l'errore sarà
2266 rilevato in seguito, dal processo che gestisce la connessione, alla prima
2267 chiamata di una funzione che opera sul socket.
2268
2269 È però possibile, dal punto di vista teorico, incorrere anche in uno scenario
2270 del tipo di quello mostrato in fig.~\ref{fig:TCP_early_abort}, in cui la
2271 connessione viene abortita sul lato client per un qualche errore di rete con
2272 l'invio di un segmento RST, prima che nel server sia stata chiamata la
2273 funzione \func{accept}.
2274
2275 \begin{figure}[!htb]
2276   \centering \includegraphics[width=10cm]{img/tcp_client_early_abort}  
2277   \caption{Un possibile caso di terminazione precoce della connessione.}
2278   \label{fig:TCP_early_abort}
2279 \end{figure}
2280
2281 Benché questo non sia un fatto comune, un evento simile può essere osservato
2282 con dei server molto occupati. In tal caso, con una struttura del server
2283 simile a quella del nostro esempio, in cui la gestione delle singole
2284 connessioni è demandata a processi figli, può accadere che il \textit{three
2285   way handshake} \itindex{three~way~handshake} venga completato e la relativa
2286 connessione abortita subito dopo, prima che il padre, per via del carico della
2287 macchina, abbia fatto in tempo ad eseguire la chiamata ad \func{accept}. Di
2288 nuovo si ha una situazione analoga a quella illustrata in
2289 fig.~\ref{fig:TCP_early_abort}, in cui la connessione viene stabilita, ma
2290 subito dopo si ha una condizione di errore che la chiude prima che essa sia
2291 stata accettata dal programma.
2292
2293 Questo significa che, oltre alla interruzione da parte di un segnale, che
2294 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:TCP_child_hand} nel caso particolare di
2295 \signal{SIGCHLD}, si possono ricevere altri errori non fatali all'uscita di
2296 \func{accept}, che come nel caso precedente, necessitano semplicemente la
2297 ripetizione della chiamata senza che si debba uscire dal programma. In questo
2298 caso anche la versione modificata del nostro server non sarebbe adatta, in
2299 quanto uno di questi errori causerebbe la terminazione dello stesso. In Linux
2300 i possibili errori di rete non fatali, riportati sul socket connesso al
2301 ritorno di \func{accept}, sono \errcode{ENETDOWN}, \errcode{EPROTO},
2302 \errcode{ENOPROTOOPT}, \errcode{EHOSTDOWN}, \errcode{ENONET},
2303 \errcode{EHOSTUNREACH}, \errcode{EOPNOTSUPP} e \errcode{ENETUNREACH}.
2304
2305 Si tenga presente che questo tipo di terminazione non è riproducibile
2306 terminando il client prima della chiamata ad \func{accept}, come si potrebbe
2307 fare usando l'opzione \texttt{-w} per introdurre una pausa dopo il lancio del
2308 demone, in modo da poter avere il tempo per lanciare e terminare una
2309 connessione usando il programma client. In tal caso infatti, alla terminazione
2310 del client, il socket associato alla connessione viene semplicemente chiuso,
2311 attraverso la sequenza vista in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}, per cui la
2312 \func{accept} ritornerà senza errori, e si avrà semplicemente un end-of-file
2313 al primo accesso al socket. Nel caso di Linux inoltre, anche qualora si
2314 modifichi il client per fargli gestire l'invio di un segmento di RST alla
2315 chiusura dal socket (usando l'opzione \const{SO\_LINGER}, vedi
2316 sez.~\ref{sec:sock_options_main}), non si ha nessun errore al ritorno di
2317 \func{accept}, quanto un errore di \errcode{ECONNRESET} al primo tentativo di
2318 accesso al socket.
2319
2320
2321
2322 \subsection{La terminazione precoce del server}
2323 \label{sec:TCP_server_crash}
2324
2325 Un secondo caso critico è quello in cui si ha una terminazione precoce del
2326 server, ad esempio perché il programma ha un crash. In tal caso si suppone che
2327 il processo termini per un errore fatale, cosa che potremo simulare
2328 inviandogli un segnale di terminazione. La conclusione del processo comporta
2329 la chiusura di tutti i file descriptor aperti, compresi tutti i socket
2330 relativi a connessioni stabilite; questo significa che al momento del crollo
2331 del servizio il client riceverà un FIN dal server in corrispondenza della
2332 chiusura del socket.
2333
2334 Vediamo allora cosa succede nel nostro caso, facciamo partire una connessione
2335 con il server e scriviamo una prima riga, poi terminiamo il server con un
2336 \texttt{C-c}. A questo punto scriviamo una seconda riga e poi un'altra riga
2337 ancora. Il risultato finale della sessione è il seguente:
2338 \begin{verbatim}
2339 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
2340 Prima riga
2341 Prima riga
2342 Seconda riga dopo il C-c
2343 Altra riga
2344 [piccardi@gont sources]$
2345 \end{verbatim}
2346
2347 Come si vede il nostro client, nonostante la connessione sia stata interrotta
2348 prima dell'invio della seconda riga, non solo accetta di inviarla, ma prende
2349 anche un'altra riga prima di terminare senza riportare nessun
2350 errore. 
2351
2352 Per capire meglio cosa è successo conviene analizzare il flusso dei pacchetti
2353 utilizzando un analizzatore di traffico come \cmd{tcpdump}. Il comando
2354 permette di selezionare, nel traffico di rete generato su una macchina, i
2355 pacchetti che interessano, stampando a video (o salvando su disco) il loro
2356 contenuto. Non staremo qui ad entrare nei dettagli dell'uso del programma, che
2357 sono spiegati dalla pagina di manuale; per l'uso che vogliamo farne quello che
2358 ci interessa è, posizionandosi sulla macchina che fa da client, selezionare
2359 tutti i pacchetti che sono diretti o provengono dalla macchina che fa da
2360 server. In questo modo (posto che non ci siano altre connessioni col server,
2361 cosa che avremo cura di evitare) tutti i pacchetti rilevati apparterranno alla
2362 nostra sessione di interrogazione del servizio. 
2363
2364 Il comando \cmd{tcpdump} permette selezioni molto complesse, basate sulle
2365 interfacce su cui passano i pacchetti, sugli indirizzi IP, sulle porte, sulle
2366 caratteristiche ed il contenuto dei pacchetti stessi, inoltre permette di
2367 combinare fra loro diversi criteri di selezione con degli operatori logici;
2368 quando un pacchetto che corrisponde ai criteri di selezione scelti viene
2369 rilevato i suoi dati vengono stampati sullo schermo (anche questi secondo un
2370 formato configurabile in maniera molto precisa).  
2371
2372 Lanciando il comando prima di ripetere la sessione di lavoro mostrata
2373 nell'esempio precedente potremo allora catturare tutti pacchetti scambiati fra
2374 il client ed il server; i risultati\footnote{in realtà si è ridotta la
2375   lunghezza dell'output rispetto al reale tagliando alcuni dati non necessari
2376   alla comprensione del flusso.} prodotti in questa occasione da \cmd{tcpdump}
2377 sono allora i seguenti:
2378 \begin{verbatim}
2379 [root@gont gapil]# tcpdump src 192.168.1.141 or dst 192.168.1.141 -N -t
2380 tcpdump: listening on eth0
2381 gont.34559 > anarres.echo: S 800922320:800922320(0) win 5840 
2382 anarres.echo > gont.34559: S 511689719:511689719(0) ack 800922321 win 5792 
2383 gont.34559 > anarres.echo: . ack 1 win 5840 
2384 gont.34559 > anarres.echo: P 1:12(11) ack 1 win 5840 
2385 anarres.echo > gont.34559: . ack 12 win 5792 
2386 anarres.echo > gont.34559: P 1:12(11) ack 12 win 5792 
2387 gont.34559 > anarres.echo: . ack 12 win 5840 
2388 anarres.echo > gont.34559: F 12:12(0) ack 12 win 5792 
2389 gont.34559 > anarres.echo: . ack 13 win 5840 
2390 gont.34559 > anarres.echo: P 12:37(25) ack 13 win 5840 
2391 anarres.echo > gont.34559: R 511689732:511689732(0) win 0 
2392 \end{verbatim}
2393
2394 Le prime tre righe vengono prodotte al momento in cui lanciamo il nostro
2395 client, e corrispondono ai tre pacchetti del \itindex{three~way~handshake}
2396 \textit{three way handshake}.  L'output del comando riporta anche i numeri di
2397 sequenza iniziali, mentre la lettera \texttt{S} indica che per quel pacchetto
2398 si aveva il SYN flag attivo.  Si noti come a partire dal secondo pacchetto sia
2399 sempre attivo il campo \texttt{ack}, seguito dal numero di sequenza per il
2400 quale si da il ricevuto; quest'ultimo, a partire dal terzo pacchetto, viene
2401 espresso in forma relativa per maggiore compattezza.  Il campo \texttt{win} in
2402 ogni riga indica la \itindex{advertised~window} \textit{advertised window} di
2403 cui parlavamo in sez.~\ref{sec:TCP_TCP_opt}.  Allora si può verificare
2404 dall'output del comando come venga appunto realizzata la sequenza di pacchetti
2405 descritta in sez.~\ref{sec:TCP_conn_cre}: prima viene inviato dal client un
2406 primo pacchetto con il SYN che inizia la connessione, a cui il server risponde
2407 dando il ricevuto con un secondo pacchetto, che a sua volta porta un SYN, cui
2408 il client risponde con un il terzo pacchetto di ricevuto.
2409
2410 Ritorniamo allora alla nostra sessione con il servizio echo: dopo le tre righe
2411 del \itindex{three~way~handshake} \textit{three way handshake} non avremo
2412 nulla fin tanto che non scriveremo una prima riga sul client; al momento in
2413 cui facciamo questo si genera una sequenza di altri quattro pacchetti. Il
2414 primo, dal client al server, contraddistinto da una lettera \texttt{P} che
2415 significa che il flag PSH è impostato, contiene la nostra riga (che è appunto
2416 di 11 caratteri), e ad esso il server risponde immediatamente con un pacchetto
2417 vuoto di ricevuto. Poi tocca al server riscrivere indietro quanto gli è stato
2418 inviato, per cui sarà lui a mandare indietro un terzo pacchetto con lo stesso
2419 contenuto appena ricevuto, e a sua volta riceverà dal client un ACK nel quarto
2420 pacchetto.  Questo causerà la ricezione dell'eco nel client che lo stamperà a
2421 video.
2422
2423 A questo punto noi procediamo ad interrompere l'esecuzione del server con un
2424 \texttt{C-c} (cioè con l'invio di \signal{SIGTERM}): nel momento in cui
2425 facciamo questo vengono immediatamente generati altri due pacchetti. La
2426 terminazione del processo infatti comporta la chiusura di tutti i suoi file
2427 descriptor, il che comporta, per il socket che avevamo aperto, l'inizio della
2428 sequenza di chiusura illustrata in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}.  Questo
2429 significa che dal server partirà un FIN, che è appunto il primo dei due
2430 pacchetti, contraddistinto dalla lettera \texttt{F}, cui seguirà al solito un
2431 ACK da parte del client.  
2432
2433 A questo punto la connessione dalla parte del server è chiusa, ed infatti se
2434 usiamo \cmd{netstat} per controllarne lo stato otterremo che sul server si ha:
2435 \begin{verbatim}
2436 anarres:/home/piccardi# netstat -ant
2437 Active Internet connections (servers and established)
2438 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State
2439 ...      ...    ... ...                     ...                     ...
2440 tcp        0      0 192.168.1.141:7         192.168.1.2:34626       FIN_WAIT2
2441 \end{verbatim}
2442 cioè essa è andata nello stato \texttt{FIN\_WAIT2}, che indica l'avvenuta
2443 emissione del segmento FIN, mentre sul client otterremo che essa è andata
2444 nello stato \texttt{CLOSE\_WAIT}:
2445 \begin{verbatim}
2446 [root@gont gapil]# netstat -ant
2447 Active Internet connections (servers and established)
2448 Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State
2449 ...      ...    ... ...                     ...                     ...
2450 tcp        1      0 192.168.1.2:34582       192.168.1.141:7         CLOSE_WAIT 
2451 \end{verbatim}
2452
2453 Il problema è che in questo momento il client è bloccato dentro la funzione
2454 \texttt{ClientEcho} nella chiamata a \func{fgets}, e sta attendendo dell'input
2455 dal terminale, per cui non è in grado di accorgersi di nulla. Solo quando
2456 inseriremo la seconda riga il comando uscirà da \func{fgets} e proverà a
2457 scriverla sul socket. Questo comporta la generazione degli ultimi due
2458 pacchetti riportati da \cmd{tcpdump}: il primo, inviato dal client contenente
2459 i 25 caratteri della riga appena letta, e ad esso la macchina server
2460 risponderà, non essendoci più niente in ascolto sulla porta 7, con un segmento
2461 di RST, contraddistinto dalla lettera \texttt{R}, che causa la conclusione
2462 definitiva della connessione anche nel client, dove non comparirà più
2463 nell'output di \cmd{netstat}.
2464
2465 Come abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term} e come vedremo più
2466 avanti in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown} la chiusura di un solo capo di un socket
2467 è una operazione lecita, per cui la nostra scrittura avrà comunque successo
2468 (come si può constatare lanciando usando \cmd{strace}\footnote{il comando
2469   \cmd{strace} è un comando di debug molto utile che prende come argomento un
2470   altro comando e ne stampa a video tutte le invocazioni di una system call,
2471   coi relativi argomenti e valori di ritorno, per cui usandolo in questo
2472   contesto potremo verificare che effettivamente la \func{write} ha scritto la
2473   riga, che in effetti è stata pure trasmessa via rete.}), in quanto il nostro
2474 programma non ha a questo punto alcun modo di sapere che dall'altra parte non
2475 c'è più nessuno processo in grado di leggere quanto scriverà. Questo sarà
2476 chiaro solo dopo il tentativo di scrittura, e la ricezione del segmento RST di
2477 risposta che indica che dall'altra parte non si è semplicemente chiuso un capo
2478 del socket, ma è completamente terminato il programma.
2479
2480 Per questo motivo il nostro client proseguirà leggendo dal socket, e dato che
2481 questo è stato chiuso avremo che, come spiegato in
2482 sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}, la funzione \func{read} ritorna normalmente con
2483 un valore nullo. Questo comporta che la seguente chiamata a \func{fputs} non
2484 ha effetto (viene stampata una stringa nulla) ed il client si blocca di nuovo
2485 nella successiva chiamata a \func{fgets}. Per questo diventa possibile
2486 inserire una terza riga e solo dopo averlo fatto si avrà la terminazione del
2487 programma.
2488
2489 Per capire come questa avvenga comunque, non avendo inserito nel codice nessun
2490 controllo di errore, occorre ricordare che, a parte la bidirezionalità del
2491 flusso dei dati, dal punto di vista del funzionamento nei confronti delle
2492 funzioni di lettura e scrittura, i socket sono del tutto analoghi a delle
2493 pipe. Allora, da quanto illustrato in sez.~\ref{sec:ipc_pipes}, sappiamo che
2494 tutte le volte che si cerca di scrivere su una pipe il cui altro capo non è
2495 aperto il lettura il processo riceve un segnale di \signal{SIGPIPE}, e questo è
2496 esattamente quello che avviene in questo caso, e siccome non abbiamo un
2497 gestore per questo segnale, viene eseguita l'azione preimpostata, che è quella
2498 di terminare il processo.
2499
2500 Per gestire in maniera più corretta questo tipo di evento dovremo allora
2501 modificare il nostro client perché sia in grado di trattare le varie tipologie
2502 di errore, per questo dovremo riscrivere la funzione \func{ClientEcho}, in
2503 modo da controllare gli stati di uscita delle varie chiamate. Si è riportata
2504 la nuova versione della funzione in fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho_second}.
2505
2506 \begin{figure}[!htbp]
2507   \footnotesize \centering
2508   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2509     \includecodesample{listati/ClientEcho_second.c}
2510   \end{minipage} 
2511   \normalsize
2512   \caption{La sezione nel codice della seconda versione della funzione
2513     \func{ClientEcho} usata dal client per il servizio \textit{echo}
2514     modificata per tener conto degli eventuali errori.}
2515   \label{fig:TCP_ClientEcho_second}
2516 \end{figure}
2517
2518 Come si può vedere in questo caso si controlla il valore di ritorno di tutte
2519 le funzioni, ed inoltre si verifica la presenza di un eventuale end of file in
2520 caso di lettura. Con questa modifica il nostro client echo diventa in grado di
2521 accorgersi della chiusura del socket da parte del server, per cui ripetendo la
2522 sequenza di operazioni precedenti stavolta otterremo che:
2523 \begin{verbatim}
2524 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
2525 Prima riga
2526 Prima riga
2527 Seconda riga dopo il C-c
2528 EOF sul socket
2529 \end{verbatim}%$
2530 ma di nuovo si tenga presente che non c'è modo di accorgersi della chiusura
2531 del socket fin quando non si esegue la scrittura della seconda riga; il
2532 protocollo infatti prevede che ci debba essere una scrittura prima di ricevere
2533 un RST che confermi la chiusura del file, e solo alle successive scritture si
2534 potrà ottenere un errore.
2535
2536 Questa caratteristica dei socket ci mette di fronte ad un altro problema
2537 relativo al nostro client, e che cioè esso non è in grado di accorgersi di
2538 nulla fintanto che è bloccato nella lettura del terminale fatta con
2539 \func{gets}. In questo caso il problema è minimo, ma esso riemergerà più
2540 avanti, ed è quello che si deve affrontare tutte le volte quando si ha a che
2541 fare con la necessità di lavorare con più descrittori, nel qual caso diventa
2542 si pone la questione di come fare a non restare bloccati su un socket quando
2543 altri potrebbero essere liberi. Vedremo come affrontare questa problematica in
2544 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
2545  
2546
2547 \subsection{Altri scenari di terminazione della connessione}
2548 \label{sec:TCP_conn_crash}
2549
2550 La terminazione del server è solo uno dei possibili scenari di terminazione
2551 della connessione, un altro caso è ad esempio quello in cui si ha un crollo
2552 della rete, cosa che potremo simulare facilmente staccando il cavo di rete.
2553 Un'altra condizione è quella di un blocco della macchina completo della su cui
2554 gira il server che deve essere riavviata, cosa che potremo simulare sia
2555 premendo il bottone di reset,\footnote{un normale shutdown non va bene; in tal
2556   caso infatti il sistema provvede a terminare tutti i processi, per cui la
2557   situazione sarebbe sostanzialmente identica alla precedente.} che, in
2558 maniera più gentile, riavviando la macchina dopo aver interrotto la
2559 connessione di rete.
2560
2561 Cominciamo ad analizzare il primo caso, il crollo della rete. Ripetiamo la
2562 nostra sessione di lavoro precedente, lanciamo il client, scriviamo una prima
2563 riga, poi stacchiamo il cavo e scriviamo una seconda riga. Il risultato che
2564 otterremo è:
2565 \begin{verbatim}
2566 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
2567 Prima riga
2568 Prima riga
2569 Seconda riga dopo l'interruzione
2570 Errore in lettura: No route to host
2571 \end{verbatim}%$
2572
2573 Quello che succede in questo è che il programma, dopo aver scritto la seconda
2574 riga, resta bloccato per un tempo molto lungo, prima di dare l'errore
2575 \errcode{EHOSTUNREACH}.  Se andiamo ad osservare con \cmd{strace} cosa accade
2576 nel periodo in cui il programma è bloccato vedremo che stavolta, a differenza
2577 del caso precedente, il programma è bloccato nella lettura dal socket.
2578
2579 Se poi, come nel caso precedente, usiamo l'accortezza di analizzare il
2580 traffico di rete fra client e server con \cmd{tcpdump}, otterremo il seguente
2581 risultato:
2582 \begin{verbatim}
2583 [root@gont sources]# tcpdump src 192.168.1.141 or dst 192.168.1.141 -N -t
2584 tcpdump: listening on eth0
2585 gont.34685 > anarres.echo: S 1943495663:1943495663(0) win 5840
2586 anarres.echo > gont.34685: S 1215783131:1215783131(0) ack 1943495664 win 5792 
2587 gont.34685 > anarres.echo: . ack 1 win 5840
2588 gont.34685 > anarres.echo: P 1:12(11) ack 1 win 5840 
2589 anarres.echo > gont.34685: . ack 12 win 5792 
2590 anarres.echo > gont.34685: P 1:12(11) ack 12 win 5792 
2591 gont.34685 > anarres.echo: . ack 12 win 5840 
2592 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2593 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2594 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2595 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2596 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2597 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2598 gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2599 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 arp who-has anarres tell gont
2602 arp who-has anarres tell gont
2603 arp who-has anarres tell gont
2604 arp who-has anarres tell gont
2605 arp who-has anarres tell gont
2606 arp who-has anarres tell gont
2607 ...
2608 \end{verbatim}
2609
2610 In questo caso l'andamento dei primi sette pacchetti è esattamente lo stesso
2611 di prima. Solo che stavolta, non appena inviata la seconda riga, il programma
2612 si bloccherà nella successiva chiamata a \func{read}, non ottenendo nessuna
2613 risposta. Quello che succede è che nel frattempo il kernel provvede, come
2614 richiesto dal protocollo TCP, a tentare la ritrasmissione della nostra riga un
2615 certo numero di volte, con tempi di attesa crescente fra un tentativo ed il
2616 successivo, per tentare di ristabilire la connessione.
2617
2618 Il risultato finale qui dipende dall'implementazione dello stack TCP, e nel
2619 caso di Linux anche dall'impostazione di alcuni dei parametri di sistema che
2620 si trovano in \file{/proc/sys/net/ipv4}, che ne controllano il comportamento:
2621 in questo caso in particolare da
2622 \sysctlrelfile{net/ipv4}{tcp\_retries2} (vedi
2623 sez.~\ref{sec:sock_ipv4_sysctl}). Questo parametro infatti specifica il numero
2624 di volte che deve essere ritentata la ritrasmissione di un pacchetto nel mezzo
2625 di una connessione prima di riportare un errore di timeout.  Il valore
2626 preimpostato è pari a 15, il che comporterebbe 15 tentativi di ritrasmissione,
2627 ma nel nostro caso le cose sono andate diversamente, dato che le
2628 ritrasmissioni registrate da \cmd{tcpdump} sono solo 8; inoltre l'errore
2629 riportato all'uscita del client non è stato \errcode{ETIMEDOUT}, come dovrebbe
2630 essere in questo caso, ma \errcode{EHOSTUNREACH}.
2631
2632 Per capire l'accaduto continuiamo ad analizzare l'output di \cmd{tcpdump}:
2633 esso ci mostra che a un certo punto i tentativi di ritrasmissione del
2634 pacchetto sono cessati, per essere sostituiti da una serie di richieste di
2635 protocollo ARP in cui il client richiede l'indirizzo del server.
2636
2637 Come abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:net_tcpip_general} ARP è il protocollo
2638 che si incarica di trovare le corrispondenze fra indirizzo IP e indirizzo
2639 hardware sulla scheda di rete. È evidente allora che nel nostro caso, essendo
2640 client e server sulla stessa rete, è scaduta la voce nella \textit{ARP
2641   cache}\footnote{la \textit{ARP cache} è una tabella mantenuta internamente
2642   dal kernel che contiene tutte le corrispondenze fra indirizzi IP e indirizzi
2643   fisici, ottenute appunto attraverso il protocollo ARP; le voci della tabella
2644   hanno un tempo di vita limitato, passato il quale scadono e devono essere
2645   nuovamente richieste.} relativa ad \texttt{anarres}, ed il nostro client ha
2646 iniziato ad effettuare richieste ARP sulla rete per sapere l'IP di
2647 quest'ultimo, che essendo scollegato non poteva rispondere. Anche per questo
2648 tipo di richieste esiste un timeout, per cui dopo un certo numero di tentativi
2649 il meccanismo si è interrotto, e l'errore riportato al programma a questo
2650 punto è stato \errcode{EHOSTUNREACH}, in quanto non si era più in grado di
2651 contattare il server.
2652
2653 Un altro errore possibile in questo tipo di situazione, che si può avere
2654 quando la macchina è su una rete remota, è \errcode{ENETUNREACH}; esso viene
2655 riportato alla ricezione di un pacchetto ICMP di \textit{destination
2656   unreachable} da parte del router che individua l'interruzione della
2657 connessione. Di nuovo anche qui il risultato finale dipende da quale è il
2658 meccanismo più veloce ad accorgersi del problema.
2659
2660 Se però agiamo sui parametri del kernel, e scriviamo in \file{tcp\_retries2}
2661 un valore di tentativi più basso, possiamo evitare la scadenza della
2662 \textit{ARP cache} e vedere cosa succede. Così se ad esempio richiediamo 4
2663 tentativi di ritrasmissione, l'analisi di \cmd{tcpdump} ci riporterà il
2664 seguente scambio di pacchetti:
2665 \begin{verbatim}
2666 [root@gont gapil]# tcpdump src 192.168.1.141 or dst 192.168.1.141 -N -t
2667 tcpdump: listening on eth0
2668 gont.34752 > anarres.echo: S 3646972152:3646972152(0) win 5840
2669 anarres.echo > gont.34752: S 2735190336:2735190336(0) ack 3646972153 win 5792 
2670 gont.34752 > anarres.echo: . ack 1 win 5840 
2671 gont.34752 > anarres.echo: P 1:12(11) ack 1 win 5840
2672 anarres.echo > gont.34752: . ack 12 win 5792 
2673 anarres.echo > gont.34752: P 1:12(11) ack 12 win 5792 
2674 gont.34752 > anarres.echo: . ack 12 win 5840 
2675 gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2676 gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2677 gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
2678 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 \end{verbatim}
2681 e come si vede in questo caso i tentativi di ritrasmissione del pacchetto
2682 iniziale sono proprio 4 (per un totale di 5 voci con quello trasmesso la prima
2683 volta), ed in effetti, dopo un tempo molto più breve rispetto a prima ed in
2684 corrispondenza dell'invio dell'ultimo tentativo, quello che otterremo come
2685 errore all'uscita del client sarà diverso, e cioè:
2686 \begin{verbatim}
2687 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
2688 Prima riga
2689 Prima riga
2690 Seconda riga dopo l'interruzione
2691 Errore in lettura: Connection timed out
2692 \end{verbatim}%$
2693 che corrisponde appunto, come ci aspettavamo, alla ricezione di un
2694 \errcode{ETIMEDOUT}.
2695
2696 Analizziamo ora il secondo scenario, in cui si ha un crollo della macchina che
2697 fa da server. Al solito lanciamo il nostro client, scriviamo una prima riga
2698 per verificare che sia tutto a posto, poi stacchiamo il cavo e riavviamo il
2699 server. A questo punto, ritornato attivo il server, scriviamo una seconda
2700 riga. Quello che otterremo in questo caso è:
2701 \begin{verbatim}
2702 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
2703 Prima riga
2704 Prima riga
2705 Seconda riga dopo l'interruzione
2706 Errore in lettura Connection reset by peer
2707 \end{verbatim}%$
2708 e l'errore ricevuti da \func{read} stavolta è \errcode{ECONNRESET}. Se al
2709 solito riportiamo l'analisi dei pacchetti effettuata con \cmd{tcpdump},
2710 avremo:
2711 \begin{verbatim}
2712 [root@gont gapil]# tcpdump src 192.168.1.141 or dst 192.168.1.141 -N -t
2713 tcpdump: listening on eth0
2714 gont.34756 > anarres.echo: S 904864257:904864257(0) win 5840 
2715 anarres.echo > gont.34756: S 4254564871:4254564871(0) ack 904864258 win 5792
2716 gont.34756 > anarres.echo: . ack 1 win 5840 
2717 gont.34756 > anarres.echo: P 1:12(11) ack 1 win 5840
2718 anarres.echo > gont.34756: . ack 12 win 5792 
2719 anarres.echo > gont.34756: P 1:12(11) ack 12 win 5792
2720 gont.34756 > anarres.echo: . ack 12 win 5840 
2721 gont.34756 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840
2722 anarres.echo > gont.34756: R 4254564883:4254564883(0) win 0 
2723 \end{verbatim}
2724
2725 Ancora una volta i primi sette pacchetti sono gli stessi; ma in questo caso
2726 quello che succede dopo lo scambio iniziale è che, non avendo inviato nulla
2727 durante il periodo in cui si è riavviato il server, il client è del tutto
2728 ignaro dell'accaduto per cui quando effettuerà una scrittura, dato che la
2729 macchina server è stata riavviata e che tutti gli stati relativi alle
2730 precedenti connessioni sono completamente persi, anche in presenza di una
2731 nuova istanza del server echo non sarà possibile consegnare i dati in arrivo,
2732 per cui alla loro ricezione il kernel risponderà con un segmento di RST.
2733
2734 Il client da parte sua, dato che neanche in questo caso non è stato emesso un
2735 FIN, dopo aver scritto verrà bloccato nella successiva chiamata a \func{read},
2736 che però adesso ritornerà immediatamente alla ricezione del segmento RST,
2737 riportando appunto come errore \errcode{ECONNRESET}. Occorre precisare che se
2738 si vuole che il client sia in grado di accorgersi del crollo del server anche
2739 quando non sta effettuando uno scambio di dati, è possibile usare una
2740 impostazione speciale del socket (ci torneremo in
2741 sez.~\ref{sec:sock_generic_options}) che provvede all'esecuzione di questo
2742 controllo.
2743
2744
2745 \section{L'uso dell'I/O multiplexing}
2746 \label{sec:TCP_sock_multiplexing}
2747
2748 Affronteremo in questa sezione l'utilizzo dell'I/O multiplexing, affrontato in
2749 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}, nell'ambito delle applicazioni di rete. Già
2750 in sez.~\ref{sec:TCP_server_crash} era emerso il problema relativo al client
2751 del servizio echo che non era in grado di accorgersi della terminazione
2752 precoce del server, essendo bloccato nella lettura dei dati immessi da
2753 tastiera.
2754
2755 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_multiplexing} quali sono le funzionalità
2756 del sistema che ci permettono di tenere sotto controllo più file descriptor in
2757 contemporanea; in quella occasione non abbiamo fatto esempi, in quanto quando
2758 si tratta con file normali questa tipologia di I/O normalmente non viene
2759 usata, è invece un caso tipico delle applicazioni di rete quello di dover
2760 gestire varie connessioni da cui possono arrivare dati comuni in maniera
2761 asincrona, per cui riprenderemo l'argomento in questa sezione.
2762
2763
2764 \subsection{Il comportamento della funzione \func{select} con i socket.}
2765 \label{sec:TCP_sock_select}
2766
2767 Iniziamo con la prima delle funzioni usate per l'I/O multiplexing,
2768 \func{select}; il suo funzionamento è già stato descritto in dettaglio in
2769 sez.~\ref{sec:file_multiplexing} e non staremo a ripetere quanto detto lì; 
2770 sappiamo che la funzione ritorna quando uno o più dei file descriptor messi
2771 sotto controllo è pronto per la relativa operazione.
2772
2773 In quell'occasione non abbiamo però definito cosa si intende per pronto,
2774 infatti per dei normali file, o anche per delle pipe, la condizione di essere
2775 pronti per la lettura o la scrittura è ovvia; invece lo è molto meno nel caso
2776 dei socket, visto che possono intervenire tutte una serie di possibili
2777 condizioni di errore dovute alla rete. Occorre allora specificare chiaramente
2778 quali sono le condizioni per cui un socket risulta essere ``\textsl{pronto}''
2779 quando viene passato come membro di uno dei tre \itindex{file~descriptor~set}
2780 \textit{file descriptor set} usati da \func{select}.
2781
2782 Le condizioni che fanno si che la funzione \func{select} ritorni segnalando
2783 che un socket (che sarà riportato nel primo insieme di file descriptor) è
2784 pronto per la lettura sono le seguenti:
2785 \begin{itemize*}
2786 \item nel buffer di ricezione del socket sono arrivati dei dati in quantità
2787   sufficiente a superare il valore di una \textsl{soglia di basso livello} (il
2788   cosiddetto \textit{low watermark}). Questo valore è espresso in numero di
2789   byte e può essere impostato con l'opzione del socket \const{SO\_RCVLOWAT}
2790   (tratteremo l'uso di questa opzione in sez.~\ref{sec:sock_generic_options});
2791   il suo valore di default è 1 per i socket TCP e UDP. In questo caso una
2792   operazione di lettura avrà successo e leggerà un numero di byte maggiore di
2793   zero.
2794 \item il lato in lettura della connessione è stato chiuso; si è cioè ricevuto
2795   un segmento FIN (si ricordi quanto illustrato in
2796   sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}) sulla connessione. In questo caso una
2797   operazione di lettura avrà successo, ma non risulteranno presenti dati (in
2798   sostanza \func{read} ritornerà con un valore nullo) per indicare la
2799   condizione di end-of-file.
2800 \item c'è stato un errore sul socket. In questo caso una operazione di lettura
2801   non si bloccherà ma restituirà una condizione di errore (ad esempio
2802   \func{read} restituirà -1) e imposterà la variabile \var{errno} al relativo
2803   valore. Vedremo in sez.~\ref{sec:sock_generic_options} come sia possibile
2804   estrarre e cancellare gli errori pendenti su un socket senza usare
2805   \func{read} usando l'opzione \const{SO\_ERROR}.
2806 \item quando si sta utilizzando un \textit{listening socket} ed ci sono delle
2807   connessioni completate. In questo caso la funzione \func{accept} non si
2808   bloccherà.\footnote{in realtà questo non è sempre vero, come accennato in
2809     sez.~\ref{sec:TCP_conn_early_abort} una connessione può essere abortita
2810     dalla ricezione di un segmento RST una volta che è stata completata,
2811     allora se questo avviene dopo che \func{select} è ritornata, ma prima
2812     della chiamata ad \func{accept}, quest'ultima, in assenza di altre
2813     connessioni, potrà bloccarsi.}
2814 \end{itemize*}
2815
2816 Le condizioni che fanno si che la funzione \func{select} ritorni segnalando
2817 che un socket (che sarà riportato nel secondo insieme di file descriptor) è
2818 pronto per la scrittura sono le seguenti:
2819 \begin{itemize*}
2820 \item nel buffer di invio è disponibile una quantità di spazio superiore al
2821   valore della \textsl{soglia di basso livello} in scrittura ed inoltre o il
2822   socket è già connesso o non necessita (ad esempio è UDP) di connessione.  Il
2823   valore della soglia è espresso in numero di byte e può essere impostato con
2824   l'opzione del socket \const{SO\_SNDLOWAT} (trattata in
2825   sez.~\ref{sec:sock_generic_options}); il suo valore di default è 2048 per i
2826   socket TCP e UDP. In questo caso una operazione di scrittura non si
2827   bloccherà e restituirà un valore positivo pari al numero di byte accettati
2828   dal livello di trasporto.
2829 \item il lato in scrittura della connessione è stato chiuso. In questo caso
2830   una operazione di scrittura sul socket genererà il segnale \signal{SIGPIPE}.
2831 \item c'è stato un errore sul socket. In questo caso una operazione di
2832   scrittura non si bloccherà ma restituirà una condizione di errore ed
2833   imposterà opportunamente la variabile \var{errno}. Vedremo in
2834   sez.~\ref{sec:sock_generic_options} come sia possibile estrarre e cancellare
2835   errori pendenti su un socket usando l'opzione \const{SO\_ERROR}.
2836 \end{itemize*}
2837
2838 Infine c'è una sola condizione che fa si che \func{select} ritorni segnalando
2839 che un socket (che sarà riportato nel terzo insieme di file descriptor) ha una
2840 condizione di eccezione pendente, e cioè la ricezione sul socket di
2841 \textsl{dati urgenti} (o \itindex{out-of-band} \textit{out-of-band}), una
2842 caratteristica specifica dei socket TCP su cui torneremo in
2843 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}.
2844
2845 Si noti come nel caso della lettura \func{select} si applichi anche ad
2846 operazioni che non hanno nulla a che fare con l'I/O di dati come il
2847 riconoscimento della presenza di connessioni pronte, in modo da consentire
2848 anche l'utilizzo di \func{accept} in modalità non bloccante. Si noti infine
2849 come in caso di errore un socket venga sempre riportato come pronto sia per la
2850 lettura che per la scrittura.
2851
2852 Lo scopo dei due valori di soglia per i buffer di ricezione e di invio è
2853 quello di consentire maggiore flessibilità nell'uso di \func{select} da parte
2854 dei programmi, se infatti si sa che una applicazione non è in grado di fare
2855 niente fintanto che non può ricevere o inviare una certa quantità di dati, si
2856 possono utilizzare questi valori per far si che \func{select} ritorni solo
2857 quando c'è la certezza di avere dati a sufficienza.\footnote{questo tipo di
2858   controllo è utile di norma solo per la lettura, in quanto in genere le
2859   operazioni di scrittura sono già controllate dall'applicazione, che sa
2860   sempre quanti dati invia, mentre non è detto possa conoscere la quantità di
2861   dati in ricezione; per cui, nella situazione in cui si conosce almeno un
2862   valore minimo, per evitare la penalizzazione dovuta alla ripetizione delle
2863   operazioni di lettura per accumulare dati sufficienti, si può lasciare al
2864   kernel il compito di impostare un minimo al di sotto del quale il socket,
2865   pur avendo disponibili dei dati, non viene dato per pronto in lettura.}
2866
2867
2868
2869 \subsection{Un esempio di I/O multiplexing}
2870 \label{sec:TCP_multiplex_example}
2871
2872 Abbiamo incontrato la problematica tipica che conduce all'uso dell'I/O
2873 multiplexing nella nostra analisi degli errori in
2874 sez.~\ref{sec:TCP_conn_early_abort}, quando il nostro client non era in grado
2875 di rendersi conto di errori sulla connessione essendo impegnato nella attesa
2876 di dati in ingresso dallo standard input.
2877
2878 In questo caso il problema è quello di dover tenere sotto controllo due
2879 diversi file descriptor, lo standard input, da cui viene letto il testo che
2880 vogliamo inviare al server, e il socket connesso con il server su cui detto
2881 testo sarà scritto e dal quale poi si vorrà ricevere la risposta. L'uso
2882 dell'I/O multiplexing consente di tenere sotto controllo entrambi, senza
2883 restare bloccati.
2884
2885 Nel nostro caso quello che ci interessa è non essere bloccati in lettura sullo
2886 standard input in caso di errori sulla connessione o chiusura della stessa da
2887 parte del server. Entrambi questi casi possono essere rilevati usando
2888 \func{select}, per quanto detto in sez.~\ref{sec:TCP_sock_select}, mettendo
2889 sotto osservazione i file descriptor per la condizione di essere pronti in
2890 lettura: sia infatti che si ricevano dati, che la connessione sia chiusa
2891 regolarmente (con la ricezione di un segmento FIN) che si riceva una
2892 condizione di errore (con un segmento RST) il socket connesso sarà pronto in
2893 lettura (nell'ultimo caso anche in scrittura, ma questo non è necessario ai
2894 nostri scopi).
2895
2896 \begin{figure}[!htbp]
2897   \footnotesize \centering
2898   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2899     \includecodesample{listati/ClientEcho_third.c}
2900   \end{minipage} 
2901   \normalsize
2902   \caption{La sezione nel codice della terza versione della funzione
2903     \func{ClientEcho} usata dal client per il servizio \textit{echo}
2904     modificata per l'uso di \func{select}.}
2905   \label{fig:TCP_ClientEcho_third}
2906 \end{figure}
2907
2908 Riprendiamo allora il codice del client, modificandolo per l'uso di
2909 \func{select}. Quello che dobbiamo modificare è la funzione \func{ClientEcho}
2910 di fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho_second}, dato che tutto il resto, che riguarda
2911 le modalità in cui viene stabilita la connessione con il server, resta
2912 assolutamente identico. La nostra nuova versione di \func{ClientEcho}, la
2913 terza della serie, è riportata in fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho_third}, il
2914 codice completo si trova nel file \file{TCP\_echo\_third.c} dei sorgenti
2915 allegati alla guida.
2916
2917 In questo caso la funzione comincia (\texttt{\small 8--9}) con l'azzeramento
2918 del \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set} \var{fset} e
2919 l'impostazione del valore \var{maxfd}, da passare a \func{select} come massimo
2920 per il numero di file descriptor. Per determinare quest'ultimo si usa la macro
2921 \code{max} definita nel nostro file \file{macro.h} che raccoglie una
2922 collezione di macro di preprocessore di varia utilità.
2923
2924 La funzione prosegue poi (\texttt{\small 10--41}) con il ciclo principale, che
2925 viene ripetuto indefinitamente. Per ogni ciclo si reinizializza
2926 (\texttt{\small 11--12}) il \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
2927   descriptor set}, impostando i valori per il file descriptor associato al
2928 socket \var{socket} e per lo standard input (il cui valore si recupera con la
2929 funzione \func{fileno}). Questo è necessario in quanto la successiva
2930 (\texttt{\small 13}) chiamata a \func{select} comporta una modifica dei due
2931 bit relativi, che quindi devono essere reimpostati all'inizio di ogni ciclo.
2932
2933 Si noti come la chiamata a \func{select} venga eseguita usando come primo
2934 argomento il valore di \var{maxfd}, precedentemente calcolato, e passando poi
2935 il solo \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set} per il
2936 controllo dell'attività in lettura, negli altri argomenti sono passati tutti
2937 puntatori nulli, non interessando né il controllo delle altre attività, né
2938 l'impostazione di un valore di timeout.
2939
2940 Al ritorno di \func{select} si provvede a controllare quale dei due file
2941 descriptor presenta attività in lettura, cominciando (\texttt{\small 14--24})
2942 con il file descriptor associato allo standard input. In caso di attività
2943 (quando cioè \macro{FD\_ISSET} ritorna una valore diverso da zero) si esegue
2944 (\texttt{\small 15}) una \func{fgets} per leggere gli eventuali dati presenti;
2945 se non ve ne sono (e la funzione restituisce pertanto un puntatore nullo) si
2946 ritorna immediatamente (\texttt{\small 16}) dato che questo significa che si è
2947 chiuso lo standard input e quindi concluso l'utilizzo del client; altrimenti
2948 (\texttt{\small 18--22}) si scrivono i dati appena letti sul socket,
2949 prevedendo una uscita immediata in caso di errore di scrittura.
2950
2951 Controllato lo standard input si passa a controllare (\texttt{\small 25--40})
2952 il socket connesso, in caso di attività (\texttt{\small 26}) si esegue subito
2953 una \func{read} di cui si controlla il valore di ritorno; se questo è negativo
2954 (\texttt{\small 27--30}) si è avuto un errore e pertanto si esce
2955 immediatamente segnalandolo, se è nullo (\texttt{\small 31--34}) significa che
2956 il server ha chiuso la connessione, e di nuovo si esce con stampando prima un
2957 messaggio di avviso, altrimenti (\texttt{\small 35--39}) si effettua la
2958 terminazione della stringa e la si stampa a sullo standard output (uscendo in
2959 caso di errore), per ripetere il ciclo da capo.
2960
2961 Con questo meccanismo il programma invece di essere bloccato in lettura sullo
2962 standard input resta bloccato sulla \func{select}, che ritorna soltanto quando
2963 viene rilevata attività su uno dei due file descriptor posti sotto controllo.
2964 Questo di norma avviene solo quando si è scritto qualcosa sullo standard
2965 input, o quando si riceve dal socket la risposta a quanto si era appena
2966 scritto. Ma adesso il client diventa capace di accorgersi immediatamente della
2967 terminazione del server; in tal caso infatti il server chiuderà il socket
2968 connesso, ed alla ricezione del FIN la funzione \func{select} ritornerà (come
2969 illustrato in sez.~\ref{sec:TCP_sock_select}) segnalando una condizione di end
2970 of file, per cui il nostro client potrà uscire immediatamente.
2971
2972 Riprendiamo la situazione affrontata in sez.~\ref{sec:TCP_server_crash},
2973 terminando il server durante una connessione, in questo caso quello che
2974 otterremo, una volta scritta una prima riga ed interrotto il server con un
2975 \texttt{C-c}, sarà:
2976 \begin{verbatim}
2977 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.1
2978 Prima riga
2979 Prima riga
2980 EOF sul socket
2981 \end{verbatim}%$
2982 dove l'ultima riga compare immediatamente dopo aver interrotto il server. Il
2983 nostro client infatti è in grado di accorgersi immediatamente che il socket
2984 connesso è stato chiuso ed uscire immediatamente.
2985
2986 Veniamo allora agli altri scenari di terminazione anomala visti in
2987 sez.~\ref{sec:TCP_conn_crash}. Il primo di questi è l'interruzione fisica della
2988 connessione; in questo caso avremo un comportamento analogo al precedente, in
2989 cui si scrive una riga e non si riceve risposta dal server e non succede
2990 niente fino a quando non si riceve un errore di \errcode{EHOSTUNREACH} o
2991 \errcode{ETIMEDOUT} a seconda dei casi.
2992
2993 La differenza è che stavolta potremo scrivere più righe dopo l'interruzione,
2994 in quanto il nostro client dopo aver inviato i dati non si bloccherà più nella
2995 lettura dal socket, ma nella \func{select}; per questo potrà accettare
2996 ulteriore dati che scriverà di nuovo sul socket, fintanto che c'è spazio sul
2997 buffer di uscita (ecceduto il quale si bloccherà in scrittura). Si ricordi
2998 infatti che il client non ha modo di determinare se la connessione è attiva o
2999 meno (dato che in molte situazioni reali l'inattività può essere temporanea).
3000 Tra l'altro se si ricollega la rete prima della scadenza del timeout, potremo
3001 anche verificare come tutto quello che si era scritto viene poi effettivamente
3002 trasmesso non appena la connessione ridiventa attiva, per cui otterremo
3003 qualcosa del tipo:
3004 \begin{verbatim}
3005 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.1
3006 Prima riga
3007 Prima riga
3008 Seconda riga dopo l'interruzione
3009 Terza riga
3010 Quarta riga
3011 Seconda riga dopo l'interruzione
3012 Terza riga
3013 Quarta riga
3014 \end{verbatim}
3015 in cui, una volta riconnessa la rete, tutto quello che abbiamo scritto durante
3016 il periodo di disconnessione restituito indietro e stampato immediatamente.
3017
3018 Lo stesso comportamento visto in sez.~\ref{sec:TCP_server_crash} si riottiene
3019 nel caso di un crollo completo della macchina su cui sta il server. In questo
3020 caso di nuovo il client non è in grado di accorgersi di niente dato che si
3021 suppone che il programma server non venga terminato correttamente, ma si
3022 blocchi tutto senza la possibilità di avere l'emissione di un segmento FIN che
3023 segnala la terminazione della connessione. Di nuovo fintanto che la
3024 connessione non si riattiva (con il riavvio della macchina del server) il
3025 client non è in grado di fare altro che accettare dell'input e tentare di
3026 inviarlo. La differenza in questo caso è che non appena la connessione
3027 ridiventa attiva i dati verranno sì trasmessi, ma essendo state perse tutte le
3028 informazioni relative alle precedenti connessioni ai tentativi di scrittura
3029 del client sarà risposto con un segmento RST che provocherà il ritorno di
3030 \func{select} per la ricezione di un errore di \errcode{ECONNRESET}.
3031
3032
3033 \subsection{La funzione \func{shutdown}}
3034 \label{sec:TCP_shutdown}
3035
3036 Come spiegato in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term} il procedimento di chiusura di un
3037 socket TCP prevede che da entrambe le parti venga emesso un segmento FIN. È
3038 pertanto del tutto normale dal punto di vista del protocollo che uno dei due
3039 capi chiuda la connessione, quando l'altro capo la lascia
3040 aperta.\footnote{abbiamo incontrato questa situazione nei vari scenari critici
3041   di sez.~\ref{sec:TCP_echo_critical}.}
3042
3043 È pertanto possibile avere una situazione in cui un capo della connessione non
3044 avendo più nulla da scrivere, possa chiudere il socket, segnalando così
3045 l'avvenuta terminazione della trasmissione (l'altro capo riceverà infatti un
3046 end-of-file in lettura) mentre dall'altra parte si potrà proseguire la
3047 trasmissione dei dati scrivendo sul socket che da quel lato è ancora aperto.
3048 Questa è quella situazione in cui si dice che il socket è \textit{half
3049   closed}.
3050
3051 Il problema che si pone è che se la chiusura del socket è effettuata con la
3052 funzione \func{close}, come spiegato in sez.~\ref{sec:TCP_func_close}, si perde
3053 ogni possibilità di poter rileggere quanto l'altro capo può continuare a
3054 scrivere. Per poter permettere allora di segnalare che si è concluso con la
3055 scrittura, continuando al contempo a leggere quanto può provenire dall'altro
3056 capo del socket si può allora usare la funzione \funcd{shutdown}, il cui
3057 prototipo è:
3058 \begin{prototype}{sys/socket.h}
3059 {int shutdown(int sockfd, int how)}
3060
3061 Chiude un lato della connessione fra due socket.
3062   
3063   \bodydesc{La funzione restituisce zero in caso di successo e -1 per un
3064     errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
3065   \begin{errlist}
3066   \item[\errcode{ENOTSOCK}] il file descriptor non corrisponde a un socket.
3067   \item[\errcode{ENOTCONN}] il socket non è connesso.
3068   \end{errlist}
3069   ed inoltre \errval{EBADF}.}
3070 \end{prototype}
3071
3072 La funzione prende come primo argomento il socket \param{sockfd} su cui si
3073 vuole operare e come secondo argomento un valore intero \param{how} che indica
3074 la modalità di chiusura del socket, quest'ultima può prendere soltanto tre
3075 valori: 
3076 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
3077 \item[\const{SHUT\_RD}] chiude il lato in lettura del socket, non sarà più
3078   possibile leggere dati da esso, tutti gli eventuali dati trasmessi
3079   dall'altro capo del socket saranno automaticamente scartati dal kernel, che,
3080   in caso di socket TCP, provvederà comunque ad inviare i relativi segmenti di
3081   ACK.
3082 \item[\const{SHUT\_WR}] chiude il lato in scrittura del socket, non sarà più
3083   possibile scrivere dati su di esso. Nel caso di socket TCP la chiamata causa
3084   l'emissione di un segmento FIN, secondo la procedura chiamata
3085   \itindex{half-close} \textit{half-close}. Tutti i dati presenti nel buffer
3086   di scrittura prima della chiamata saranno inviati, seguiti dalla sequenza di
3087   chiusura illustrata in sez.~\ref{sec:TCP_conn_term}.
3088 \item[\const{SHUT\_RDWR}] chiude sia il lato in lettura che quello in
3089   scrittura del socket. È equivalente alla chiamata in sequenza con
3090   \const{SHUT\_RD} e \const{SHUT\_WR}.
3091 \end{basedescript}
3092
3093 Ci si può chiedere quale sia l'utilità di avere introdotto \const{SHUT\_RDWR}
3094 quando questa sembra rendere \funcd{shutdown} del tutto equivalente ad una
3095 \func{close}. In realtà non è così, esiste infatti un'altra differenza con
3096 \func{close}, più sottile. Finora infatti non ci siamo presi la briga di
3097 sottolineare in maniera esplicita che, come per i file e le fifo, anche per i
3098 socket possono esserci più riferimenti contemporanei ad uno stesso socket. Per
3099 cui si avrebbe potuto avere l'impressione che sia una corrispondenza univoca
3100 fra un socket ed il file descriptor con cui vi si accede. Questo non è
3101 assolutamente vero, (e lo abbiamo già visto nel codice del server di
3102 fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_first_code}), ed è invece assolutamente normale
3103 che, come per gli altri oggetti, ci possano essere più file descriptor che
3104 fanno riferimento allo stesso socket.
3105
3106 Allora se avviene uno di questi casi quello che succederà è che la chiamata a
3107 \func{close} darà effettivamente avvio alla sequenza di chiusura di un socket
3108 soltanto quando il numero di riferimenti a quest'ultimo diventerà nullo.
3109 Fintanto che ci sono file descriptor che fanno riferimento ad un socket l'uso
3110 di \func{close} si limiterà a deallocare nel processo corrente il file
3111 descriptor utilizzato, ma il socket resterà pienamente accessibile attraverso
3112 tutti gli altri riferimenti. Se torniamo all'esempio originale del server di
3113 fig.~\ref{fig:TCP_echo_server_first_code} abbiamo infatti che ci sono due
3114 \func{close}, una sul socket connesso nel padre, ed una sul socket in ascolto
3115 nel figlio, ma queste non effettuano nessuna chiusura reale di detti socket,
3116 dato che restano altri riferimenti attivi, uno al socket connesso nel figlio
3117 ed uno a quello in ascolto nel padre.
3118
3119 Questo non avviene affatto se si usa \func{shutdown} con argomento
3120 \const{SHUT\_RDWR} al posto di \func{close}; in questo caso infatti la
3121 chiusura del socket viene effettuata immediatamente, indipendentemente dalla
3122 presenza di altri riferimenti attivi, e pertanto sarà efficace anche per tutti
3123 gli altri file descriptor con cui, nello stesso o in altri processi, si fa
3124 riferimento allo stesso socket.
3125
3126 Il caso più comune di uso di \func{shutdown} è comunque quello della chiusura
3127 del lato in scrittura, per segnalare all'altro capo della connessione che si è
3128 concluso l'invio dei dati, restando comunque in grado di ricevere quanto
3129 questi potrà ancora inviarci. Questo è ad esempio l'uso che ci serve per
3130 rendere finalmente completo il nostro esempio sul servizio \textit{echo}. Il
3131 nostro client infatti presenta ancora un problema, che nell'uso che finora ne
3132 abbiamo fatto non è emerso, ma che ci aspetta dietro l'angolo non appena
3133 usciamo dall'uso interattivo e proviamo ad eseguirlo redirigendo standard
3134 input e standard output. Così se eseguiamo:
3135 \begin{verbatim}
3136 [piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.1 < ../fileadv.tex  > copia
3137 \end{verbatim}%$
3138 vedremo che il file \texttt{copia} risulta mancare della parte finale.
3139
3140 Per capire cosa avviene in questo caso occorre tenere presente come avviene la
3141 comunicazione via rete; quando redirigiamo lo standard input il nostro client
3142 inizierà a leggere il contenuto del file \texttt{../fileadv.tex} a blocchi di
3143 dimensione massima pari a \texttt{MAXLINE} per poi scriverlo, alla massima
3144 velocità consentitagli dalla rete, sul socket. Dato che la connessione è con
3145 una macchina remota occorre un certo tempo perché i pacchetti vi arrivino,
3146 vengano processati, e poi tornino indietro. Considerando trascurabile il tempo
3147 di processo, questo tempo è quello impiegato nella trasmissione via rete, che
3148 viene detto RTT (dalla denominazione inglese \itindex{Round~Trip~Time~(RTT)}
3149 \textit{Round Trip Time}) ed è quello che viene stimato con l'uso del comando
3150 \cmd{ping}.
3151
3152 A questo punto, se torniamo al codice mostrato in
3153 fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho_third}, possiamo vedere che mentre i pacchetti
3154 sono in transito sulla rete il client continua a leggere e a scrivere fintanto
3155 che il file in ingresso finisce. Però non appena viene ricevuto un end-of-file
3156 in ingresso il nostro client termina. Nel caso interattivo, in cui si
3157 inviavano brevi stringhe una alla volta, c'era sempre il tempo di eseguire la
3158 lettura completa di quanto il server rimandava indietro. In questo caso
3159 invece, quando il client termina, essendo la comunicazione saturata e a piena
3160 velocità, ci saranno ancora pacchetti in transito sulla rete che devono
3161 arrivare al server e poi tornare indietro, ma siccome il client esce
3162 immediatamente dopo la fine del file in ingresso, questi non faranno a tempo a
3163 completare il percorso e verranno persi.
3164
3165 Per evitare questo tipo di problema, invece di uscire una volta completata la
3166 lettura del file in ingresso, occorre usare \func{shutdown} per effettuare la
3167 chiusura del lato in scrittura del socket. In questo modo il client segnalerà
3168 al server la chiusura del flusso dei dati, ma potrà continuare a leggere
3169 quanto il server gli sta ancora inviando indietro, fino a quando anch'esso,
3170 riconosciuta la chiusura del socket in scrittura da parte del client,
3171 effettuerà la chiusura dalla sua parte. Solo alla ricezione della chiusura del
3172 socket da parte del server il client potrà essere sicuro della ricezione di
3173 tutti i dati e della terminazione effettiva della connessione.
3174
3175 \begin{figure}[!htbp]
3176   \footnotesize \centering
3177   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3178     \includecodesample{listati/ClientEcho.c}
3179   \end{minipage} 
3180   \normalsize
3181   \caption{La sezione nel codice della versione finale della funzione
3182     \func{ClientEcho}, che usa \func{shutdown} per una conclusione corretta
3183     della connessione.}
3184   \label{fig:TCP_ClientEcho}
3185 \end{figure}
3186
3187 Si è allora riportato in fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho} la versione finale
3188 della nostra funzione \func{ClientEcho}, in grado di gestire correttamente
3189 l'intero flusso di dati fra client e server. Il codice completo del client,
3190 comprendente la gestione delle opzioni a riga di comando e le istruzioni per
3191 la creazione della connessione, si trova nel file
3192 \texttt{TCP\_echo\_fourth.c}, distribuito coi sorgenti allegati alla guida.
3193
3194 La nuova versione è molto simile alla precedente di
3195 fig.~\ref{fig:TCP_ClientEcho_third}; la prima differenza è l'introduzione
3196 (\texttt{\small 7}) della variabile \var{eof}, inizializzata ad un valore
3197 nullo, che serve a mantenere traccia dell'avvenuta conclusione della lettura
3198 del file in ingresso.
3199
3200 La seconda modifica (\texttt{\small 12--15}) è stata quella di rendere
3201 subordinato ad un valore nullo di \var{eof} l'impostazione del file descriptor
3202 set per l'osservazione dello standard input. Se infatti il valore di \var{eof}
3203 è non nullo significa che si è già raggiunta la fine del file in ingresso ed è
3204 pertanto inutile continuare a tenere sotto controllo lo standard input nella
3205 successiva (\texttt{\small 16}) chiamata a \func{select}.
3206
3207 Le maggiori modifiche rispetto alla precedente versione sono invece nella
3208 gestione (\texttt{\small 18--22}) del caso in cui la lettura con \func{fgets}
3209 restituisce un valore nullo, indice della fine del file. Questa nella
3210 precedente versione causava l'immediato ritorno della funzione; in questo caso
3211 prima (\texttt{\small 19}) si imposta opportunamente \var{eof} ad un valore
3212 non nullo, dopo di che (\texttt{\small 20}) si effettua la chiusura del lato
3213 in scrittura del socket con \func{shutdown}. Infine (\texttt{\small 21}) si
3214 usa la macro \macro{FD\_CLR} per togliere lo standard input dal
3215 \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set}.
3216
3217 In questo modo anche se la lettura del file in ingresso è conclusa, la
3218 funzione non esce dal ciclo principale (\texttt{\small 11--50}), ma continua
3219 ad eseguirlo ripetendo la chiamata a \func{select} per tenere sotto controllo
3220 soltanto il socket connesso, dal quale possono arrivare altri dati, che
3221 saranno letti (\texttt{\small 31}), ed opportunamente trascritti
3222 (\texttt{\small 44--48}) sullo standard output.
3223
3224 Il ritorno della funzione, e la conseguente terminazione normale del client,
3225 viene invece adesso gestito all'interno (\texttt{\small 30--49}) della lettura
3226 dei dati dal socket; se infatti dalla lettura del socket si riceve una
3227 condizione di end-of-file, la si tratterà (\texttt{\small 36--43}) in maniera
3228 diversa a seconda del valore di \var{eof}. Se infatti questa è diversa da zero
3229 (\texttt{\small 37--39}), essendo stata completata la lettura del file in
3230 ingresso, vorrà dire che anche il server ha concluso la trasmissione dei dati
3231 restanti, e si potrà uscire senza errori, altrimenti si stamperà
3232 (\texttt{\small 40--42}) un messaggio di errore per la chiusura precoce della
3233 connessione.
3234
3235
3236 \subsection{Un server basato sull'I/O multiplexing}
3237 \label{sec:TCP_serv_select}
3238
3239 Seguendo di nuovo le orme di Stevens in \cite{UNP1} vediamo ora come con
3240 l'utilizzo dell'I/O multiplexing diventi possibile riscrivere completamente il
3241 nostro server \textit{echo} con una architettura completamente diversa, in
3242 modo da evitare di dover creare un nuovo processo tutte le volte che si ha una
3243 connessione.\footnote{ne faremo comunque una implementazione diversa rispetto
3244   a quella presentata da Stevens in \cite{UNP1}.}
3245
3246 La struttura del nuovo server è illustrata in
3247 fig.~\ref{fig:TCP_echo_multiplex}, in questo caso avremo un solo processo che
3248 ad ogni nuova connessione da parte di un client sul socket in ascolto si
3249 limiterà a registrare l'entrata in uso di un nuovo file descriptor ed
3250 utilizzerà \func{select} per rilevare la presenza di dati in arrivo su tutti i
3251 file descriptor attivi, operando direttamente su ciascuno di essi.
3252
3253 \begin{figure}[!htb]
3254   \centering \includegraphics[width=13cm]{img/TCPechoMult}
3255   \caption{Schema del nuovo server echo basato sull'I/O multiplexing.}
3256   \label{fig:TCP_echo_multiplex}
3257 \end{figure}
3258
3259 La sezione principale del codice del nuovo server è illustrata in
3260 fig.~\ref{fig:TCP_SelectEchod}. Si è tralasciata al solito la gestione delle
3261 opzioni, che è identica alla versione precedente. Resta invariata anche tutta
3262 la parte relativa alla gestione dei segnali, degli errori, e della cessione
3263 dei privilegi, così come è identica la gestione della creazione del socket (si
3264 può fare riferimento al codice già illustrato in
3265 sez.~\ref{sec:TCPsimp_server_main}); al solito il codice completo del server è
3266 disponibile coi sorgenti allegati nel file \texttt{select\_echod.c}.
3267
3268 \begin{figure}[!htbp]
3269   \footnotesize \centering
3270   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3271     \includecodesample{listati/select_echod.c}
3272   \end{minipage} 
3273   \normalsize
3274   \caption{La sezione principale del codice della nuova versione di server
3275     \textit{echo} basati sull'uso della funzione \func{select}.}
3276   \label{fig:TCP_SelectEchod}
3277 \end{figure}
3278
3279 In questo caso, una volta aperto e messo in ascolto il socket, tutto quello
3280 che ci servirà sarà chiamare \func{select} per rilevare la presenza di nuove
3281 connessioni o di dati in arrivo, e processarli immediatamente. Per
3282 implementare lo schema mostrato in fig.~\ref{fig:TCP_echo_multiplex}, il
3283 programma usa una tabella dei socket connessi mantenuta nel vettore
3284 \var{fd\_open} dimensionato al valore di \const{FD\_SETSIZE}, ed una variabile
3285 \var{max\_fd} per registrare il valore più alto dei file descriptor aperti.
3286
3287 Prima di entrare nel ciclo principale (\texttt{\small 6--56}) la nostra
3288 tabella viene inizializzata (\texttt{\small 2}) a zero (valore che
3289 utilizzeremo come indicazione del fatto che il relativo file descriptor non è
3290 aperto), mentre il valore massimo (\texttt{\small 3}) per i file descriptor
3291 aperti viene impostato a quello del socket in ascolto,\footnote{in quanto esso
3292   è l'unico file aperto, oltre i tre standard, e pertanto avrà il valore più
3293   alto.} che verrà anche (\texttt{\small 4}) inserito nella tabella.
3294
3295 La prima sezione (\texttt{\small 7--10}) del ciclo principale esegue la
3296 costruzione del \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set}
3297 \var{fset} in base ai socket connessi in un certo momento; all'inizio ci sarà
3298 soltanto il socket in ascolto, ma nel prosieguo delle operazioni, verranno
3299 utilizzati anche tutti i socket connessi registrati nella tabella
3300 \var{fd\_open}.  Dato che la chiamata di \func{select} modifica il valore del
3301 \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set}, è necessario
3302 ripetere (\texttt{\small 7}) ogni volta il suo azzeramento, per poi procedere
3303 con il ciclo (\texttt{\small 8--10}) in cui si impostano i socket trovati
3304 attivi.
3305
3306 Per far questo si usa la caratteristica dei file descriptor, descritta in
3307 sez.~\ref{sec:file_open_close}, per cui il kernel associa sempre ad ogni nuovo
3308 file il file descriptor con il valore più basso disponibile. Questo fa sì che
3309 si possa eseguire il ciclo (\texttt{\small 8}) a partire da un valore minimo,
3310 che sarà sempre quello del socket in ascolto, mantenuto in \var{list\_fd},
3311 fino al valore massimo di \var{max\_fd} che dovremo aver cura di tenere
3312 aggiornato.  Dopo di che basterà controllare (\texttt{\small 9}) nella nostra
3313 tabella se il file descriptor è in uso o meno,\footnote{si tenga presente che
3314   benché il kernel assegni sempre il primo valore libero, dato che nelle
3315   operazioni i socket saranno aperti e chiusi in corrispondenza della
3316   creazione e conclusione delle connessioni, si potranno sempre avere dei
3317   \textsl{buchi} nella nostra tabella.} e impostare \var{fset} di conseguenza.
3318
3319 Una volta inizializzato con i socket aperti il nostro \textit{file descriptor
3320   set} potremo chiamare \func{select} per fargli osservare lo stato degli
3321 stessi (in lettura, presumendo che la scrittura sia sempre consentita). Come
3322 per il precedente esempio di sez.~\ref{sec:TCP_child_hand}, essendo questa
3323 l'unica funzione che può bloccarsi, ed essere interrotta da un segnale, la
3324 eseguiremo (\texttt{\small 11--12}) all'interno di un ciclo di \code{while}
3325 che la ripete indefinitamente qualora esca con un errore di \errcode{EINTR}.
3326 Nel caso invece di un errore normale si provvede (\texttt{\small 13--16}) ad
3327 uscire stampando un messaggio di errore.
3328
3329 Se invece la funzione ritorna normalmente avremo in \var{n} il numero di
3330 socket da controllare. Nello specifico si danno due possibili casi diversi per
3331 cui \func{select} può essere ritornata: o si è ricevuta una nuova connessione
3332 ed è pronto il socket in ascolto, sul quale si può eseguire \func{accept} o
3333 c'è attività su uno dei socket connessi, sui quali si può eseguire
3334 \func{read}.
3335
3336 Il primo caso viene trattato immediatamente (\texttt{\small 17--26}): si
3337 controlla (\texttt{\small 17}) che il socket in ascolto sia fra quelli attivi,
3338 nel qual caso anzitutto (\texttt{\small 18}) se ne decrementa il numero in
3339 \var{n}; poi, inizializzata (\texttt{\small 19}) la lunghezza della struttura
3340 degli indirizzi, si esegue \func{accept} per ottenere il nuovo socket connesso
3341 controllando che non ci siano errori (\texttt{\small 20--23}). In questo caso
3342 non c'è più la necessità di controllare per interruzioni dovute a segnali, in
3343 quanto siamo sicuri che \func{accept} non si bloccherà. Per completare la
3344 trattazione occorre a questo punto aggiungere (\texttt{\small 24}) il nuovo
3345 file descriptor alla tabella di quelli connessi, ed inoltre, se è il caso,
3346 aggiornare (\texttt{\small 25}) il valore massimo in \var{max\_fd}.
3347
3348 Una volta controllato l'arrivo di nuove connessioni si passa a verificare se
3349 vi sono dati sui socket connessi, per questo si ripete un ciclo
3350 (\texttt{\small 29--55}) fintanto che il numero di socket attivi \var{n} resta
3351 diverso da zero; in questo modo se l'unico socket con attività era quello
3352 connesso, avendo opportunamente decrementato il contatore, il ciclo verrà
3353 saltato, e si ritornerà immediatamente (ripetuta l'inizializzazione del
3354 \itindex{file~descriptor~set} \textit{file descriptor set} con i nuovi valori
3355 nella tabella) alla chiamata di \func{accept}. Se il socket attivo non è
3356 quello in ascolto, o ce ne sono comunque anche altri, il valore di \var{n} non
3357 sarà nullo ed il controllo sarà eseguito. Prima di entrare nel ciclo comunque
3358 si inizializza (\texttt{\small 28}) il valore della variabile \var{i} che
3359 useremo come indice nella tabella \var{fd\_open} al valore minimo,
3360 corrispondente al file descriptor del socket in ascolto.
3361
3362 Il primo passo (\texttt{\small 30}) nella verifica è incrementare il valore
3363 dell'indice \var{i} per posizionarsi sul primo valore possibile per un file
3364 descriptor associato ad un eventuale socket connesso, dopo di che si controlla
3365 (\texttt{\small 31}) se questo è nella tabella dei socket connessi, chiedendo
3366 la ripetizione del ciclo in caso contrario. Altrimenti si passa a verificare
3367 (\texttt{\small 32}) se il file descriptor corrisponde ad uno di quelli
3368 attivi, e nel caso si esegue (\texttt{\small 33}) una lettura, uscendo con un
3369 messaggio in caso di errore (\texttt{\small 34--38}).
3370
3371 Se (\texttt{\small 39}) il numero di byte letti \var{nread} è nullo si è in
3372 presenza del caso di un \textit{end-of-file}, indice che una connessione che
3373 si è chiusa, che deve essere trattato (\texttt{\small 39--48}) opportunamente.
3374 Il primo passo è chiudere (\texttt{\small 40}) anche il proprio capo del
3375 socket e rimuovere (\texttt{\small 41}) il file descriptor dalla tabella di
3376 quelli aperti, inoltre occorre verificare (\texttt{\small 42}) se il file
3377 descriptor chiuso è quello con il valore più alto, nel qual caso occorre
3378 trovare (\texttt{\small 42--46}) il nuovo massimo, altrimenti (\texttt{\small
3379   47}) si può ripetere il ciclo da capo per esaminare (se ne restano)
3380 ulteriori file descriptor attivi.
3381
3382 Se però è stato chiuso il file descriptor più alto, dato che la scansione dei
3383 file descriptor attivi viene fatta a partire dal valore più basso, questo
3384 significa che siamo anche arrivati alla fine della scansione, per questo
3385 possiamo utilizzare direttamente il valore dell'indice \var{i} con un ciclo
3386 all'indietro (\texttt{\small 43}) che trova il primo valore per cui la tabella
3387 presenta un file descriptor aperto, e lo imposta (\texttt{\small 44}) come
3388 nuovo massimo, per poi tornare (\texttt{\small 44}) al ciclo principale con un
3389 \code{break}, e rieseguire \func{select}.
3390
3391 Se infine si sono effettivamente letti dei dati dal socket (ultimo caso
3392 rimasto) si potrà invocare immediatamente (\texttt{\small 49})
3393 \func{FullWrite} per riscriverli indietro sul socket stesso, avendo cura di
3394 uscire con un messaggio in caso di errore (\texttt{\small 50--53}). Si noti
3395 che nel ciclo si esegue una sola lettura, contrariamente a quanto fatto con la
3396 precedente versione (si riveda il codice di fig.~\ref{fig:TCP_ServEcho_second})
3397 in cui si continuava a leggere fintanto che non si riceveva un
3398 \textit{end-of-file}, questo perché usando l'\textit{I/O multiplexing} non si
3399 vuole essere bloccati in lettura.  L'uso di \func{select} ci permette di
3400 trattare automaticamente anche il caso in cui la \func{read} non è stata in
3401 grado di leggere tutti i dati presenti sul socket, dato che alla iterazione
3402 successiva \func{select} ritornerà immediatamente segnalando l'ulteriore
3403 disponibilità.
3404
3405 Il nostro server comunque soffre di una vulnerabilità per un attacco di tipo
3406 \itindex{Denial~of~Service~(DoS)} \textit{Denial of Service}. Il problema è
3407 che in caso di blocco di una qualunque delle funzioni di I/O, non avendo usato
3408 processi separati, tutto il server si ferma e non risponde più a nessuna
3409 richiesta. Abbiamo scongiurato questa evenienza per l'I/O in ingresso con
3410 l'uso di \func{select}, ma non vale altrettanto per l'I/O in uscita. Il
3411 problema pertanto può sorgere qualora una delle chiamate a \func{write}
3412 effettuate da \func{FullWrite} si blocchi. Con il funzionamento normale questo
3413 non accade in quanto il server si limita a scrivere quanto riceve in ingresso,
3414 ma qualora venga utilizzato un client malevolo che esegua solo scritture e non
3415 legga mai indietro l'\textsl{eco} del server, si potrebbe giungere alla
3416 saturazione del buffer di scrittura, ed al conseguente blocco del server su di
3417 una \func{write}.
3418
3419 Le possibili soluzioni in questo caso sono quelle di ritornare ad eseguire il
3420 ciclo di risposta alle richieste all'interno di processi separati, utilizzare
3421 un timeout per le operazioni di scrittura, o eseguire queste ultime in
3422 modalità non bloccante, concludendo le operazioni qualora non vadano a buon
3423 fine.
3424
3425
3426
3427 \subsection{I/O multiplexing con \func{poll}}
3428 \label{sec:TCP_serv_poll}
3429
3430 Finora abbiamo trattato le problematiche risolubili con l'I/O multiplexing
3431 impiegando la funzione \func{select}; questo è quello che avviene nella
3432 maggior parte dei casi, in quanto essa è nata sotto BSD proprio per affrontare
3433 queste problematiche con i socket.  Abbiamo però visto in
3434 sez.~\ref{sec:file_multiplexing} come la funzione \func{poll} possa costituire
3435 una alternativa a \func{select}, con alcuni vantaggi.\footnote{non soffrendo
3436   delle limitazioni dovute all'uso dei \itindex{file~descriptor~set}
3437   \textit{file descriptor set}.}
3438
3439 Ancora una volta in sez.~\ref{sec:file_poll} abbiamo trattato la funzione in
3440 maniera generica, parlando di file descriptor, ma come per \func{select}
3441 quando si ha a che fare con dei socket il concetto di essere \textsl{pronti}
3442 per l'I/O deve essere specificato nei dettagli, per tener conto delle
3443 condizioni della rete. Inoltre deve essere specificato come viene classificato
3444 il traffico nella suddivisione fra dati normali e prioritari. In generale
3445 pertanto:
3446 \begin{itemize}
3447 \item i dati inviati su un socket vengono considerati traffico normale,
3448   pertanto vengono rilevati alla loro ricezione sull'altro capo da una
3449   selezione effettuata con \const{POLLIN} o \const{POLLRDNORM};
3450 \item i dati urgenti \itindex{out-of-band} \textit{out-of-band} (vedi
3451   sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}) su un socket TCP vengono considerati
3452   traffico prioritario e vengono rilevati da una condizione \const{POLLIN},
3453   \const{POLLPRI} o \const{POLLRDBAND}.
3454 \item la chiusura di una connessione (cioè la ricezione di un segmento FIN)
3455   viene considerato traffico normale, pertanto viene rilevato da una
3456   condizione \const{POLLIN} o \const{POLLRDNORM}, ma una conseguente chiamata
3457   a \func{read} restituirà 0.
3458 \item la disponibilità di spazio sul socket per la scrittura di dati viene
3459   segnalata con una condizione \const{POLLOUT}.
3460 \item quando uno dei due capi del socket chiude un suo lato della connessione
3461   con \func{shutdown} si riceve una condizione di \const{POLLHUP}.
3462 \item la presenza di un errore sul socket (sia dovuta ad un segmento RST che a
3463   timeout) viene considerata traffico normale, ma viene segnalata anche dalla
3464   condizione \const{POLLERR}.
3465 \item la presenza di una nuova connessione su un socket in ascolto può essere
3466   considerata sia traffico normale che prioritario, nel caso di Linux
3467   l'implementazione la classifica come normale.
3468 \end{itemize}
3469
3470 Come esempio dell'uso di \func{poll} proviamo allora a reimplementare il
3471 server \textit{echo} secondo lo schema di fig.~\ref{fig:TCP_echo_multiplex}
3472 usando \func{poll} al posto di \func{select}. In questo caso dovremo fare
3473 qualche modifica, per tenere conto della diversa sintassi delle due funzioni,
3474 ma la struttura del programma resta sostanzialmente la stessa.
3475
3476
3477 \begin{figure}[!htbp]
3478   \footnotesize \centering
3479   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3480     \includecodesample{listati/poll_echod.c}
3481   \end{minipage} 
3482   \normalsize
3483   \caption{La sezione principale del codice della nuova versione di server
3484     \textit{echo} basati sull'uso della funzione \func{poll}.}
3485   \label{fig:TCP_PollEchod}
3486 \end{figure}
3487
3488 In fig.~\ref{fig:TCP_PollEchod} è riportata la sezione principale della nuova
3489 versione del server, la versione completa del codice è riportata nel file
3490 \texttt{poll\_echod.c} dei sorgenti allegati alla guida. Al solito nella
3491 figura si sono tralasciate la gestione delle opzioni, la creazione del socket
3492 in ascolto, la cessione dei privilegi e le operazioni necessarie a far
3493 funzionare il programma come demone, privilegiando la sezione principale del
3494 programma.
3495
3496 Come per il precedente server basato su \func{select} il primo passo
3497 (\texttt{\small 2--8}) è quello di inizializzare le variabili necessarie. Dato
3498 che in questo caso dovremo usare un vettore di strutture occorre anzitutto
3499 (\texttt{\small 2}) allocare la memoria necessaria utilizzando il numero
3500 massimo \var{n} di socket osservabili, che viene impostato attraverso
3501 l'opzione \texttt{-n} ed ha un valore di default di 256. 
3502
3503 Dopo di che si preimposta (\texttt{\small 3}) il valore \var{max\_fd} del file
3504 descriptor aperto con valore più alto a quello del socket in ascolto (al
3505 momento l'unico), e si provvede (\texttt{\small 4--7}) ad inizializzare le
3506 strutture, disabilitando (\texttt{\small 5}) l'osservazione con un valore
3507 negativo del campo \var{fd} ma predisponendo (\texttt{\small 6}) il campo
3508 \var{events} per l'osservazione dei dati normali con \const{POLLRDNORM}.
3509 Infine (\texttt{\small 8}) si attiva l'osservazione del socket in ascolto
3510 inizializzando la corrispondente struttura. Questo metodo comporta, in
3511 modalità interattiva, lo spreco di tre strutture (quelle relative a standard
3512 input, output ed error) che non vengono mai utilizzate in quanto la prima è
3513 sempre quella relativa al socket in ascolto.
3514
3515 Una volta completata l'inizializzazione tutto il lavoro viene svolto
3516 all'interno del ciclo principale \texttt{\small 10--55}) che ha una struttura
3517 sostanzialmente identica a quello usato per il precedente esempio basato su
3518 \func{select}. La prima istruzione (\texttt{\small 11--12}) è quella di
3519 eseguire \func{poll} all'interno di un ciclo che la ripete qualora venisse
3520 interrotta da un segnale, da cui si esce soltanto quando la funzione ritorna,
3521 restituendo nella variabile \var{n} il numero di file descriptor trovati
3522 attivi.  Qualora invece si sia ottenuto un errore si procede (\texttt{\small
3523   13--16}) alla terminazione immediata del processo provvedendo a stampare una
3524 descrizione dello stesso.
3525
3526 Una volta ottenuta dell'attività su un file descriptor si hanno di nuovo due
3527 possibilità. La prima possibilità è che ci sia attività sul socket in ascolto,
3528 indice di una nuova connessione, nel qual caso si controlla (\texttt{\small
3529   17}) se il campo \var{revents} della relativa struttura è attivo; se è così
3530 si provvede (\texttt{\small 18}) a decrementare la variabile \var{n} (che
3531 assume il significato di numero di file descriptor attivi rimasti da
3532 controllare) per poi (\t