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\chapter{Socket TCP}
\label{cha:TCP_socket}

In questo capitolo iniziamo ad approfondire la conoscenza dei socket TCP,
iniziando con una descrizione delle principali caratteristiche del
funzionamento di una connessione TCP.  Tratteremo poi le varie funzioni che
servono alla creazione di una connessione fra un server elementare ed il suo
client, fornendo poi alcuni esempi di applicazione elementare.



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

Prima di entrare nei dettagli delle singole funzioni usate nelle applicazioni
che utilizzano i socket TCP, è fondamentale spiegare alcune delle basi del
funzionamento del protocollo, poiché questa conoscenza è essenziale per
comprendere il comportamento di dette funzioni per questo tipo di socket, ed
il relativo modello di programmazione.

Si ricordi che il protocollo TCP serve a creare degli \textit{stream socket},
cioè una forma di canale di comunicazione che stabilisce una connessione
stabile fra due stazioni, in modo che queste possano scambiarsi dei dati. In
questa sezione ci concentreremo sulle modalità con le quali il protocollo dà
inizio e conclude una connessione e faremo inoltre un breve accenno al
significato di alcuni dei vari \textsl{stati} ad essa associati.

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

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

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

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

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

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

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

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

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

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

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

\end{itemize}

La MSS è generalmente supportata da quasi tutte le implementazioni del
protocollo, le ultime due opzioni (trattate
nell'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc1323.txt}{RFC~1323}) sono meno comuni;
vengono anche dette \textit{long fat pipe options} dato che questo è il nome
che viene dato alle connessioni caratterizzate da alta velocità o da ritardi
elevati. In ogni caso Linux supporta pienamente entrambe le opzioni.

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

Mentre per la creazione di una connessione occorre un interscambio di tre
segmenti, la procedura di chiusura ne richiede normalmente quattro. In questo
caso la successione degli eventi è la seguente:

\begin{enumerate}
\item Un processo ad uno dei due capi chiama la funzione \func{close}, dando
  l'avvio a quella che viene chiamata \textsl{chiusura attiva} (o
  \textit{active close}). Questo comporta l'emissione di un segmento FIN, che
  serve ad indicare che si è finito con l'invio dei dati sulla connessione.
  
\item L'altro capo della connessione riceve il FIN e dovrà eseguire la
  \textsl{chiusura passiva} (o \textit{passive close}). Al FIN, come ad ogni
  altro pacchetto, viene risposto con un ACK, inoltre il ricevimento del FIN
  viene segnalato al processo che ha aperto il socket (dopo che ogni altro
  eventuale dato rimasto in coda è stato ricevuto) come un end-of-file sulla
  lettura: questo perché il ricevimento di un FIN significa che non si
  riceveranno altri dati sulla connessione.
  
\item Una volta rilevata l'end-of-file anche il secondo processo chiamerà la
  funzione \func{close} sul proprio socket, causando l'emissione di un altro
  segmento FIN.

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

Dato che in questo caso sono richiesti un FIN ed un ACK per ciascuna direzione
normalmente i segmenti scambiati sono quattro.  Questo non è vero sempre
giacché in alcune situazioni il FIN del passo 1) è inviato insieme a dei dati.
Inoltre è possibile che i segmenti inviati nei passi 2 e 3 dal capo che
effettua la chiusura passiva, siano accorpati in un singolo segmento. In
\figref{fig:TCP_close} si è rappresentato graficamente lo sequenza di
scambio dei segmenti che conclude la connessione.

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

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

Si noti che, nella sequenza di chiusura, fra i passi 2 e 3, è in teoria
possibile che si mantenga un flusso di dati dal capo della connessione che
deve ancora eseguire la chiusura passiva a quello che sta eseguendo la
chiusura attiva.  Nella sequenza indicata i dati verrebbero persi, dato che si
è chiuso il socket dal lato che esegue la chiusura attiva; esistono tuttavia
situazioni in cui si vuole poter sfruttare questa possibilità, usando una
procedura che è chiamata \textit{half-close}; torneremo su questo aspetto e su
come utilizzarlo in \secref{xxx_shutdown}, quando parleremo della funzione
\func{shutdown}.

La emissione del FIN avviene quando il socket viene chiuso, questo però non
avviene solo per la chiamata esplicita della funzione \func{close}, ma anche
alla terminazione di un processo, quando tutti i file vengono chiusi.  Questo
comporta ad esempio che se un processo viene terminato da un segnale tutte le
connessioni aperte verranno chiuse.

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


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

Come abbiamo visto le operazioni del TCP nella creazione e conclusione di una
connessione sono piuttosto complesse, ed abbiamo esaminato soltanto quelle
relative ad un andamento normale.  In \secref{sec:TCP_states} vedremo con
maggiori dettagli che una connessione può assumere vari stati, che ne
caratterizzano il funzionamento, e che sono quelli che vengono riportati dal
comando \cmd{netstat}, per ciascun socket TCP aperto, nel campo
\textit{State}.

Non possiamo affrontare qui una descrizione completa del funzionamento del
protocollo; un approfondimento sugli aspetti principali si trova in
\secref{sec:tcp_protocol}, ma per una trattazione completa il miglior
riferimento resta \cite{TCPIll1}. Qui ci limiteremo a descrivere brevemente un
semplice esempio di connessione e le transizioni che avvengono nei due casi
appena citati (creazione e terminazione della connessione).

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

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

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

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

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

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

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

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

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

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

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

Come riportato da Stevens in \cite{UNP1} lo stato \texttt{TIME\_WAIT} è
probabilmente uno degli aspetti meno compresi del protocollo TCP, è infatti
comune trovare domande su come sia possibile evitare che un'applicazione resti
in questo stato lasciando attiva una connessione ormai conclusa; la risposta è
che non deve essere fatto, ed il motivo cercheremo di spiegarlo adesso.

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

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

Ogni implementazione del TCP deve scegliere un valore per la MSL
(l'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc1122.txt}{RFC~1122} raccomanda 2 minuti,
Linux usa 30 secondi), questo comporta una durata dello stato
\texttt{TIME\_WAIT} che a seconda delle implementazioni può variare fra 1 a 4
minuti.  Lo stato \texttt{TIME\_WAIT} viene utilizzato dal protocollo per due
motivi principali:
\begin{enumerate}
\item implementare in maniera affidabile la terminazione della connessione
  in entrambe le direzioni.
\item consentire l'eliminazione dei segmenti duplicati dalla rete. 
\end{enumerate}

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

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

Se il TCP deve poter chiudere in maniera pulita entrambe le direzioni della
connessione allora deve essere in grado di affrontare la perdita di uno
qualunque dei quattro segmenti che costituiscono la chiusura. Per questo
motivo un socket deve rimanere attivo nello stato \texttt{TIME\_WAIT} anche
dopo l'invio dell'ultimo ACK, per potere essere in grado di gestirne
l'eventuale ritrasmissione, in caso esso venga perduto.

Il secondo motivo è più complesso da capire, e necessita di una spiegazione
degli scenari in cui può accadere che i pacchetti TCP si possano perdere nella
rete o restare intrappolati, per poi riemergere in un secondo tempo.

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

Se uno di questi pacchetti intrappolati è un segmento TCP, chi l'ha inviato,
non ricevendo un ACK in risposta, provvederà alla ritrasmissione e se nel
frattempo sarà stata stabilita una strada alternativa il pacchetto ritrasmesso
giungerà a destinazione.

Ma se dopo un po' di tempo (che non supera il limite dell'MSL, dato che
altrimenti verrebbe ecceduto il TTL) l'anomalia viene a cessare, il circolo di
instradamento viene spezzato i pacchetti intrappolati potranno essere inviati
alla destinazione finale, con la conseguenza di avere dei pacchetti duplicati;
questo è un caso che il TCP deve essere in grado di gestire.

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

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

In questo modo, prima che venga creata una nuova connessione, il protocollo
TCP si assicura che tutti gli eventuali segmenti residui di una precedente
connessione, che potrebbero causare disturbi, siano stati eliminati dalla
rete.


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

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

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

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

La lista delle porte conosciute è definita
dall'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc1700.txt}{RFC~1700} che contiene
l'elenco delle porte assegnate dalla IANA (la \textit{Internet Assigned Number
  Authority}) ma l'elenco viene costantemente aggiornato e pubblicato su
internet (una versione aggiornata si può trovare all'indirizzo
\texttt{ftp://ftp.isi.edu/in-notes/iana/assignements/port-numbers}); inoltre
in un sistema unix-like un analogo elenco viene mantenuto nel file
\file{/etc/services}, con la corrispondenza fra i vari numeri di porta ed il
nome simbolico del servizio.  I numeri sono divisi in tre intervalli:

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

In realtà rispetto a quanto indicato
nell'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc1700.txt}{RFC~1700} i vari sistemi hanno
fatto scelte diverse per le porte effimere, in particolare in
\figref{fig:TCP_port_alloc} sono riportate quelle di BSD e Linux.  Nel caso di
Linux poi la scelta fra i due intervalli possibili viene fatta dinamicamente a
seconda della memoria a disposizione del kernel per gestire le relative
tabelle.

\begin{figure}[!htb]
  \centering
  \includegraphics[width=15cm]{img/port_alloc}  
  \caption{Allocazione dei numeri di porta.}
  \label{fig:TCP_port_alloc}
\end{figure}

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

Si tenga conto poi che ci sono alcuni client, in particolare \cmd{rsh} e
\cmd{rlogin}, che richiedono una connessione su una porta riservata anche dal
lato client come parte dell'autenticazione, contando appunto sul fatto che
solo l'amministratore può usare queste porte. Data l'assoluta inconsistenza in
termini di sicurezza di un tale metodo, al giorno d'oggi esso è in completo
disuso.

Data una connessione TCP si suole chiamare \textit{socket pair}\footnote{da
  non confondere con la coppia di socket della omonima funzione
  \func{socketpair} che fanno riferimento ad una coppia di socket sulla stessa
  macchina, non ai capi di una connessione TCP.} la combinazione dei quattro
numeri che definiscono i due capi della connessione e cioè l'indirizzo IP
locale e la porta TCP locale, e l'indirizzo IP remoto e la porta TCP remota.
Questa combinazione, che scriveremo usando una notazione del tipo
(\texttt{195.110.112.152:22}, \texttt{192.84.146.100:20100}), identifica
univocamente una connessione su internet.  Questo concetto viene di solito
esteso anche a UDP, benché in questo caso non abbia senso parlare di
connessione. L'utilizzo del programma \cmd{netstat} permette di visualizzare
queste informazioni nei campi \textit{Local Address} e \textit{Foreing
  Address}.


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

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

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

Questo ci mostra ad esempio che il server SSH ha compiuto un'apertura passiva,
mettendosi in ascolto sulla porta 22 riservata a questo servizio, e che si è
posto in ascolto per connessioni provenienti da uno qualunque degli indirizzi
associati alle interfacce locali. La notazione \texttt{0.0.0.0} usata da
\cmd{netstat} è equivalente all'asterisco utilizzato per il numero di porta,
indica il valore generico, e corrisponde al valore \const{INADDR\_ANY}
definito in \file{arpa/inet.h} (vedi \ref{tab:TCP_ipv4_addr}).

Inoltre si noti come la porta e l'indirizzo di ogni eventuale connessione
esterna non sono specificati; in questo caso la \textit{socket pair} associata
al socket potrebbe essere indicata come (\texttt{*:22}, \texttt{*:*}), usando
anche per gli indirizzi l'asterisco come carattere che indica il valore
generico.

Dato che in genere una macchina è associata ad un solo indirizzo IP, ci si può
chiedere che senso abbia l'utilizzo dell'indirizzo generico per specificare
l'indirizzo locale; ma a parte il caso di macchine che hanno più di un
indirizzo IP (il cosiddetto \textit{multihoming}) esiste sempre anche
l'indirizzo di loopback, per cui con l'uso dell'indirizzo generico si possono
accettare connessioni indirizzate verso uno qualunque degli indirizzi IP
presenti. Ma, come si può vedere nell'esempio con il DNS che è in ascolto
sulla porta 53, è possibile anche restringere l'accesso ad uno specifico
indirizzo, cosa che nel caso è fatta accettando solo connessioni che arrivino
sull'interfaccia di loopback.

Una volta che ci si vorrà collegare a questa macchina da un'altra, per esempio
quella con l'indirizzo \texttt{192.84.146.100}, si dovrà lanciare su
quest'ultima un client \cmd{ssh} per creare una connessione, e il kernel gli
assocerà una porta effimera (ad esempio la 21100), per cui la connessione sarà
espressa dalla socket pair (\texttt{192.84.146.100:21100},
\texttt{195.110.112.152:22}).

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

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

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

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


\section{Le funzioni di base per la gestione dei socket}
\label{sec:TCP_functions}

In questa sezione descriveremo in maggior dettaglio le varie funzioni che
vengono usate per la gestione di base dei socket TCP, non torneremo però sulla
funzione \func{socket}, che è già stata esaminata accuratamente nel capitolo
precedente in \secref{sec:sock_socket}.


\subsection{La funzione \func{bind}}
\label{sec:TCP_func_bind}

La funzione \funcd{bind} assegna un indirizzo locale ad un socket. È usata
cioè per specificare la prima parte dalla socket pair. Viene usata sul lato
server per specificare la porta (e gli eventuali indirizzi locali) su cui poi
ci si porrà in ascolto. Il prototipo della funzione è il seguente:
\begin{prototype}{sys/socket.h}
{int bind(int sockfd, const struct sockaddr *serv\_addr, socklen\_t addrlen)}
  
  Assegna un indirizzo ad un socket.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 per un errore;
    in caso di errore la variabile \var{errno} viene impostata secondo i
    seguenti codici di errore:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido.
  \item[\errcode{EINVAL}] il socket ha già un indirizzo assegnato.
  \item[\errcode{ENOTSOCK}] il file descriptor non è associato ad un socket.
  \item[\errcode{EACCES}] si è cercato di usare una porta riservata senza
    sufficienti privilegi.
  \item[\errcode{EADDRNOTAVAIL}] Il tipo di indirizzo specificato non è
    disponibile.
  \item[\errcode{EADDRINUSE}] qualche altro socket sta già usando l'indirizzo.
  \end{errlist}
  ed anche \errval{EFAULT} e per i socket di tipo \const{AF\_UNIX},
  \errval{ENOTDIR}, \errval{ENOENT}, \errval{ENOMEM}, \errval{ELOOP},
  \errval{ENOSR} e \errval{EROFS}.}
\end{prototype}

Il primo argomento è un file descriptor ottenuto da una precedente chiamata a
\func{socket}, mentre il secondo e terzo argomento sono rispettivamente
l'indirizzo (locale) del socket e la dimensione della struttura che lo
contiene, secondo quanto già trattato in \secref{sec:sock_sockaddr}. 

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

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

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

Per specificare un indirizzo generico, con IPv4 si usa il valore
\const{INADDR\_ANY}, il cui valore, come accennato in
\secref{sec:sock_sa_ipv4}, è pari a zero; nell'esempio
\figref{fig:TCP_daytime_iter_server_code} si è usata un'assegnazione immediata
del tipo: \includecodesnip{listati/serv_addr_sin_addr.c}

Si noti che si è usato \func{htonl} per assegnare il valore
\const{INADDR\_ANY}, anche se, essendo questo nullo, il riordinamento è
inutile.  Si tenga presente comunque che tutte le costanti \val{INADDR\_}
(riportate in \tabref{tab:TCP_ipv4_addr}) sono definite secondo
l'\textit{endianess} della macchina, ed anche se esse possono essere
invarianti rispetto all'ordinamento dei bit, è comunque buona norma usare
sempre la funzione \func{htonl}.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|l|}
    \hline
    \textbf{Costante} & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{INADDR\_ANY}      & Indirizzo generico (\texttt{0.0.0.0})\\
    \const{INADDR\_BROADCAST}& Indirizzo di \textit{broadcast}.\\
    \const{INADDR\_LOOPBACK} & Indirizzo di \textit{loopback}
                               (\texttt{127.0.0.1}).\\ 
    \const{INADDR\_NONE}     & Indirizzo errato.\\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Costanti di definizione di alcuni indirizzi generici per IPv4.}
  \label{tab:TCP_ipv4_addr}
\end{table}

L'esempio precedente funziona correttamente con IPv4 poiché che l'indirizzo è
rappresentabile anche con un intero a 32 bit; non si può usare lo stesso
metodo con IPv6, in cui l'indirizzo deve necessariamente essere specificato
con una struttura, perché il linguaggio C non consente l'uso di una struttura
costante come operando a destra in una assegnazione.

Per questo motivo nell'header \file{netinet/in.h} è definita una variabile
\const{in6addr\_any} (dichiarata come \direct{extern}, ed inizializzata dal
sistema al valore \const{IN6ADRR\_ANY\_INIT}) che permette di effettuare una
assegnazione del tipo: \includecodesnip{listati/serv_addr_sin6_addr.c} in
maniera analoga si può utilizzare la variabile \const{in6addr\_loopback} per
indicare l'indirizzo di \textit{loopback}, che a sua volta viene inizializzata
staticamente a \const{IN6ADRR\_LOOPBACK\_INIT}.



\subsection{La funzione \func{connect}}
\label{sec:TCP_func_connect}

La funzione \funcd{connect} è usata da un client TCP per stabilire la
connessione con un server TCP, il prototipo della funzione è il seguente:
\begin{prototype}{sys/socket.h}
{int connect(int sockfd, const struct sockaddr *servaddr, socklen\_t addrlen)}
  
  Stabilisce una connessione fra due socket.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce zero in caso di successo e -1 per un
    errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{ECONNREFUSED}] non c'è nessuno in ascolto sull'indirizzo
    remoto.
  \item[\errcode{ETIMEDOUT}] si è avuto timeout durante il tentativo di
    connessione.
  \item[\errcode{ENETUNREACH}] la rete non è raggiungibile.
  \item[\errcode{EINPROGRESS}] il socket è non bloccante (vedi
    \secref{sec:file_noblocking}) e la connessione non può essere conclusa
    immediatamente.
  \item[\errcode{EALREADY}] il socket è non bloccante (vedi
    \secref{sec:file_noblocking}) e un tentativo precedente di connessione non
    si è ancora concluso.
  \item[\errcode{EAGAIN}] non ci sono più porte locali libere. 
  \item[\errcode{EAFNOSUPPORT}] l'indirizzo non ha una famiglia di indirizzi
    corretta nel relativo campo.
  \item[\errcode{EACCES}, \errcode{EPERM}] si è tentato di eseguire una
    connessione ad un indirizzo broadcast senza che il socket fosse stato
    abilitato per il broadcast.
  \end{errlist}
  altri errori possibili sono: \errval{EFAULT}, \errval{EBADF},
  \errval{ENOTSOCK}, \errval{EISCONN} e \errval{EADDRINUSE}.}
\end{prototype}

Il primo argomento è un file descriptor ottenuto da una precedente chiamata a
\func{socket}, mentre il secondo e terzo argomento sono rispettivamente
l'indirizzo e la dimensione della struttura che contiene l'indirizzo del
socket, già descritta in \secref{sec:sock_sockaddr}.

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

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

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

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


\subsection{La funzione \func{listen}}
\label{sec:TCP_func_listen}

La funzione \funcd{listen} serve ad usare un socket in modalità passiva, cioè,
come dice il nome, per metterlo in ascolto di eventuali connessioni; in
sostanza l'effetto della funzione è di portare il socket dallo stato
\texttt{CLOSED} a quello \texttt{LISTEN}. In genere si chiama la funzione in
un server dopo le chiamate a \func{socket} e \func{bind} e prima della
chiamata ad \func{accept}. Il prototipo della funzione, come definito dalla
pagina di manuale, è:
\begin{prototype}{sys/socket.h}{int listen(int sockfd, int backlog)}
  Pone un socket in attesa di una connessione.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
    errore. I codici di errore restituiti in \var{errno} sono i seguenti:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{sockfd} non è un file descriptor
    valido.
  \item[\errcode{ENOTSOCK}] l'argomento \param{sockfd} non è un socket.
  \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il socket è di un tipo che non supporta questa
    operazione.
  \end{errlist}}
\end{prototype}

La funzione pone il socket specificato da \param{sockfd} in modalità passiva e
predispone una coda per le connessioni in arrivo di lunghezza pari a
\param{backlog}. La funzione si può applicare solo a socket di tipo
\const{SOCK\_STREAM} o \const{SOCK\_SEQPACKET}.

L'argomento \param{backlog} indica il numero massimo di connessioni pendenti
accettate; se esso viene ecceduto il client al momento della richiesta della
connessione riceverà un errore di tipo \errcode{ECONNREFUSED}, o se il
protocollo, come accade nel caso del TCP, supporta la ritrasmissione, la
richiesta sarà ignorata in modo che la connessione possa venire ritentata.

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

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

\begin{figure}[htb]
  \centering
  \includegraphics[width=11cm]{img/tcp_listen_backlog}  
  \caption{Schema di funzionamento delle code delle connessioni complete ed
    incomplete.}
  \label{fig:TCP_listen_backlog}
\end{figure}

Storicamente il valore del parametro \param{backlog} era corrispondente al
massimo valore della somma del numero di voci possibili per ciascuna delle due
code. Stevens in \cite{UNP1} riporta che BSD ha sempre applicato un fattore di
1.5 a detto valore, e fornisce una tabella con i risultati ottenuti con vari
kernel, compreso Linux 2.0, che mostrano le differenze fra diverse
implementazioni.

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

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

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

Stevens tratta accuratamente questo argomento in \cite{UNP1}, con esempi presi
da casi reali su web server, ed in particolare evidenzia come non sia più vero
che il compito principale della coda sia quello di gestire il caso in cui il
server è occupato fra chiamate successive alla \func{accept} (per cui la coda
più occupata sarebbe quella delle connessioni completate), ma piuttosto quello
di gestire la presenza di un gran numero di SYN in attesa di concludere il
three way handshake.

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


\subsection{La funzione \func{accept}}
\label{sec:TCP_func_accept}

La funzione \funcd{accept} è chiamata da un server per gestire la connessione
una volta che sia stato completato il \textit{three way handshake}, la
funzione restituisce un nuovo socket descriptor su cui si potrà operare per
effettuare la comunicazione. Se non ci sono connessioni completate il processo
viene messo in attesa. Il prototipo della funzione è il seguente:
\begin{prototype}{sys/socket.h}
{int accept(int sockfd, struct sockaddr *addr, socklen\_t *addrlen)} 
 
  Accetta una connessione sul socket specificato.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce un numero di socket descriptor positivo in
    caso di successo e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} viene
    impostata ai seguenti valori:

  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{sockfd} non è un file descriptor
    valido.
  \item[\errcode{ENOTSOCK}] l'argomento \param{sockfd} non è un socket.
  \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il socket è di un tipo che non supporta questa
    operazione.
  \item[\errcode{EAGAIN} o \errcode{EWOULDBLOCK}] il socket è stato impostato
    come non bloccante (vedi \secref{sec:file_noblocking}), e non ci sono
    connessioni in attesa di essere accettate.
  \item[\errcode{EPERM}] Le regole del firewall non consentono la connessione.
  \item[\errcode{ENOBUFS}, \errcode{ENOMEM}] questo spesso significa che
    l'allocazione della memoria è limitata dai limiti sui buffer dei socket,
    non dalla memoria di sistema.
  \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
  \end{errlist}
  Inoltre possono essere restituiti gli errori di rete relativi al nuovo
  socket, diversi a secondo del protocollo, come: \errval{EMFILE},
  \errval{EINVAL}, \errval{ENOSR}, \errval{ENOBUFS}, \errval{EFAULT},
  \errval{EPERM}, \errval{ECONNABORTED}, \errval{ESOCKTNOSUPPORT},
  \errval{EPROTONOSUPPORT}, \errval{ETIMEDOUT}, \errval{ERESTARTSYS}.}
\end{prototype}

La funzione estrae la prima connessione relativa al socket \param{sockfd} in
attesa sulla coda delle connessioni complete, che associa ad nuovo socket con
le stesse caratteristiche di \param{sockfd}.  Il socket originale non viene
toccato e resta nello stato di \texttt{LISTEN}, mentre il nuovo socket viene
posto nello stato \texttt{ESTABLISHED}. Nella struttura \param{addr} e nella
variabile \param{addrlen} vengono restituiti indirizzo e relativa lunghezza
del client che si è connesso.

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

Se la funzione ha successo restituisce il descrittore di un nuovo socket
creato dal kernel (detto \textit{connected socket}) a cui viene associata la
prima connessione completa (estratta dalla relativa coda, vedi
\secref{sec:TCP_func_listen}) che il client ha effettuato verso il socket
\param{sockfd}. Quest'ultimo (detto \textit{listening socket}) è quello creato
all'inizio e messo in ascolto con \func{listen}, e non viene toccato dalla
funzione.  Se non ci sono connessioni pendenti da accettare la funzione mette
in attesa il processo\footnote{a meno che non si sia impostato il socket per
  essere non bloccante (vedi \secref{sec:file_noblocking}), nel qual caso
  ritorna con l'errore \errcode{EAGAIN}.  Torneremo su questa modalità di
  operazione in \secref{sec:xxx_sock_noblock}.}  fintanto che non ne arriva
una.

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

È da chiarire che Linux presenta un comportamento diverso nella gestione degli
errori rispetto ad altre implementazioni dei socket BSD, infatti la funzione
\func{accept} passa gli errori di rete pendenti sul nuovo socket come codici
di errore per \func{accept}, per cui l'applicazione deve tenerne conto ed
eventualmente ripetere la chiamata alla funzione come per l'errore di
\errcode{EAGAIN} (torneremo su questo in \secref{sec:TCP_echo_critical}).
Un'altra differenza con BSD è che la funzione non fa ereditare al nuovo socket
i flag del socket originale, come \const{O\_NONBLOCK},\footnote{ed in generale
  tutti quelli che si possono impostare con \func{fcntl}, vedi
  \secref{sec:file_fcntl}.} che devono essere rispecificati ogni volta. Tutto
questo deve essere tenuto in conto se si devono scrivere programmi portabili.

Il meccanismo di funzionamento di \func{accept} è essenziale per capire il
funzionamento di un server: in generale infatti c'è sempre un solo socket in
ascolto, detto per questo \textit{listening socket}, che resta per tutto il
tempo nello stato \texttt{LISTEN}, mentre le connessioni vengono gestite dai
nuovi socket, detti \textit{connected socket}, ritornati da \func{accept}, che
si trovano automaticamente nello stato \texttt{ESTABLISHED}, e vengono
utilizzati per lo scambio dei dati, che avviene su di essi, fino alla chiusura
della connessione.  Si può riconoscere questo schema anche nell'esempio
elementare di \figref{fig:TCP_daytime_iter_server_code}, dove per ogni
connessione il socket creato da \func{accept} viene chiuso dopo l'invio dei
dati.


\subsection{Le funzioni \func{getsockname} e \func{getpeername}}
\label{sec:TCP_get_names}

Oltre a tutte quelle viste finora, dedicate all'utilizzo dei socket, esistono
alcune funzioni ausiliarie che possono essere usate per recuperare alcune
informazioni relative ai socket ed alle connessioni ad essi associate. Le due
funzioni più elementari sono queste, che vengono usate per ottenere i dati
relativi alla socket pair associata ad un certo socket.

La prima funzione è \funcd{getsockname} e serve ad ottenere l'indirizzo locale
associato ad un socket; il suo prototipo è:
\begin{prototype}{sys/socket.h}
  {int getsockname(int sockfd, struct sockaddr *name, socklen\_t *namelen)}
  Legge l'indirizzo locale di un socket.

\bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
  errore. I codici di errore restituiti in \var{errno} sono i seguenti:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{sockfd} non è un file descriptor
    valido.
  \item[\errcode{ENOTSOCK}] l'argomento \param{sockfd} non è un socket.
  \item[\errcode{ENOBUFS}] non ci sono risorse sufficienti nel sistema per
    eseguire l'operazione.
  \item[\errcode{EFAULT}] l'indirizzo \param{name} non è valido.
  \end{errlist}}
\end{prototype}

La funzione restituisce la struttura degli indirizzi del socket \param{sockfd}
nella struttura indicata dal puntatore \param{name} la cui lunghezza è
specificata tramite l'argomento \param{namlen}. Quest'ultimo viene passato
come indirizzo per avere indietro anche il numero di byte effettivamente
scritti nella struttura puntata da \param{name}. Si tenga presente che se si è
utilizzato un buffer troppo piccolo per \param{name} l'indirizzo risulterà
troncato.

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

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

Tutte le volte che si vuole avere l'indirizzo remoto di un socket si usa la
funzione \funcd{getpeername}, il cui prototipo è:
\begin{prototype}{sys/socket.h}
  {int getpeername(int sockfd, struct sockaddr * name, socklen\_t * namelen)}
  Legge l'indirizzo remoto di un socket.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
    errore. I codici di errore restituiti in \var{errno} sono i seguenti:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{sockfd} non è un file descriptor
    valido.
  \item[\errcode{ENOTSOCK}] l'argomento \param{sockfd} non è un socket.
  \item[\errcode{ENOTCONN}] il socket non è connesso.
  \item[\errcode{ENOBUFS}] non ci sono risorse sufficienti nel sistema per
    eseguire l'operazione.
  \item[\errcode{EFAULT}] l'argomento \param{name} punta al di fuori dello
    spazio di indirizzi del processo.
  \end{errlist}}
\end{prototype}

La funzione è identica a \func{getsockname}, ed usa la stessa sintassi, ma
restituisce l'indirizzo remoto del socket, cioè quello associato all'altro
capo della connessione.  Ci si può chiedere a cosa serva questa funzione dato
che dal lato client l'indirizzo remoto è sempre noto quando si esegue la
\func{connect} mentre dal lato server si possono usare, come vedremo in
\figref{fig:TCP_daytime_cunc_server_code}, i valori di ritorno di
\func{accept}.

Il fatto è che in generale quest'ultimo caso non è sempre possibile.  In
particolare questo avviene quando il server, invece di gestire la connessione
direttamente in un processo figlio, come vedremo nell'esempio di server
concorrente di \secref{sec:TCP_daytime_cunc_server}, lancia per ciascuna
connessione un altro programma, usando \func{exec}.\footnote{questa ad esempio
  è la modalità con cui opera il \textsl{super-server} \cmd{inetd}, che può
  gestire tutta una serie di servizi diversi, eseguendo su ogni connessione
  ricevuta sulle porte tenute sotto controllo, il relativo server.}

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

Infine è da chiarire (si legga la pagina di manuale) che, come per
\func{accept}, il terzo parametro, che è specificato dallo standard POSIX.1g
come di tipo \code{socklen\_t *} in realtà deve sempre corrispondere ad un
\ctyp{int *} come prima dello standard perché tutte le implementazioni dei
socket BSD fanno questa assunzione.


\subsection{La funzione \func{close}}
\label{sec:TCP_func_close}

La funzione standard Unix \func{close} (vedi \secref{sec:file_close}) che si
usa sui file può essere usata con lo stesso effetto anche sui file descriptor
associati ad un socket.

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

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

Come per tutti i file descriptor anche per i socket viene mantenuto un numero
di riferimenti, per cui se più di un processo ha lo stesso socket aperto
l'emissione del FIN e la sequenza di chiusura di TCP non viene innescata
fintanto che il numero di riferimenti non si annulla, questo si applica, come
visto in \secref{sec:file_sharing}, sia ai file descriptor duplicati che a
quelli ereditati dagli eventuali processi figli, ed è il comportamento che ci
si aspetta in una qualunque applicazione client/server.

Per attivare immediatamente l'emissione del FIN e la sequenza di chiusura
descritta in \secref{sec:TCP_conn_term}, si può invece usare la funzione
\func{shutdown} su cui torneremo in seguito (vedi
\secref{sec:TCP_xxx_shutdown}).



\section{Un esempio elementare: il servizio \textit{daytime}}
\label{sec:TCP_daytime_application}

Avendo introdotto le funzioni di base per la gestione dei socket, potremo
vedere in questa sezione un primo esempio di applicazione elementare che
implementa il servizio \textit{daytime} su TCP, secondo quanto specificato
dall'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc0867.txt}{RFC~867}.  Prima di passare
agli esempi del client e del server, inizieremo riesaminando con maggiori
dettagli una peculiarità delle funzioni di I/O, già accennata in
\secref{sec:file_read} e \secref{sec:file_write}, che nel caso dei socket è
particolarmente rilevante.  Passeremo poi ad illustrare gli esempi
dell'implementazione, sia dal lato client, che dal lato server, che si è
realizzato sia in forma iterativa che concorrente.


\subsection{Il comportamento delle funzioni di I/O}
\label{sec:sock_io_behav}

Una cosa che si tende a dimenticare quando si ha a che fare con i socket è che
le funzioni di input/output non sempre hanno lo stesso comportamento che
avrebbero con i normali file di dati (in particolare questo accade per i
socket di tipo stream).

Infatti con i socket è comune che funzioni come \func{read} o \func{write}
possano restituire in input o scrivere in output un numero di byte minore di
quello richiesto. Come già accennato in \secref{sec:file_read} questo è un
comportamento normale per le funzioni di I/O, ma con i normali file di dati il
problema si avverte solo in lettura, quando si incontra la fine del file. In
generale non è così, e con i socket questo è particolarmente evidente.


\begin{figure}[htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includecodesample{listati/FullRead.c}
  \end{minipage} 
  \normalsize
  \caption{La funzione \func{FullRead}, che legge esattamente \var{count} byte
    da un file descriptor, iterando opportunamente le letture.}
  \label{fig:sock_FullRead_code}
\end{figure}

Quando ci si trova ad affrontare questo comportamento tutto quello che si deve
fare è semplicemente ripetere la lettura (o la scrittura) per la quantità di
byte restanti, tenendo conto che le funzioni si possono bloccare se i dati non
sono disponibili: è lo stesso comportamento che si può avere scrivendo più di
\const{PIPE\_BUF} byte in una pipe (si riveda quanto detto in
\secref{sec:ipc_pipes}).

Per questo motivo, seguendo l'esempio di R. W. Stevens in \cite{UNP1}, si sono
definite due funzioni, \func{FullRead} e \func{FullWrite}, che eseguono
lettura e scrittura tenendo conto di questa caratteristica, ed in grado di
ritornare solo dopo avere letto o scritto esattamente il numero di byte
specificato; il sorgente è riportato rispettivamente in
\figref{fig:sock_FullRead_code} e \figref{fig:sock_FullWrite_code} ed è
disponibile fra i sorgenti allegati alla guida nei file \file{FullRead.c} e
\file{FullWrite.c}.

\begin{figure}[htb]
  \centering
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includecodesample{listati/FullWrite.c}
  \end{minipage} 
  \normalsize
  \caption{La funzione \func{FullWrite}, che scrive esattamente \var{count}
    byte su un file descriptor, iterando opportunamente le scritture.}
  \label{fig:sock_FullWrite_code}
\end{figure}

Come si può notare le due funzioni ripetono la lettura/scrittura in un ciclo
fino all'esaurimento del numero di byte richiesti, in caso di errore viene
controllato se questo è \errcode{EINTR} (cioè un'interruzione della system
call dovuta ad un segnale), nel qual caso l'accesso viene ripetuto, altrimenti
l'errore viene ritornato al programma chiamante, interrompendo il ciclo.

Nel caso della lettura, se il numero di byte letti è zero, significa che si è
arrivati alla fine del file (per i socket questo significa in genere che
l'altro capo è stato chiuso, e quindi non sarà più possibile leggere niente) e
pertanto si ritorna senza aver concluso la lettura di tutti i byte
richiesti. Entrambe le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, ed un
valore negativo in caso di errore, \texttt{FullRead} restituisce il numero di
byte non letti in caso di end-of-file prematuro.


\subsection{Il client \textit{daytime}}
\label{sec:TCP_daytime_client}

Il primo esempio di applicazione delle funzioni di base illustrate in
\secref{sec:TCP_functions} è relativo alla creazione di un client elementare
per il servizio \textit{daytime}, un servizio elementare, definito
nell'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc0867.txt}{RFC~867}, che restituisce
l'ora locale della macchina a cui si effettua la richiesta, e che è assegnato
alla porta 13.

In \figref{fig:TCP_daytime_client_code} è riportata la sezione principale del
codice del nostro client. Il sorgente completo del programma
(\file{TCP\_daytime.c}, che comprende il trattamento delle opzioni ed una
funzione per stampare un messaggio di aiuto) è allegato alla guida nella
sezione dei codici sorgente e può essere compilato su una qualunque macchina
GNU/Linux.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includecodesample{listati/TCP_daytime.c}
  \end{minipage} 
  \normalsize
  \caption{Esempio di codice di un client elementare per il servizio
    \textit{daytime}.} 
  \label{fig:TCP_daytime_client_code}
\end{figure}

Il programma anzitutto (\texttt{\small 1--5}) include gli header necessari;
dopo la dichiarazione delle variabili (\texttt{\small 9--12}) si è omessa
tutta la parte relativa al trattamento degli argomenti passati dalla linea di
comando (effettuata con le apposite funzioni illustrate in
\secref{sec:proc_opt_handling}).

Il primo passo (\texttt{\small 14--18}) è creare un socket TCP (quindi di tipo
\const{SOCK\_STREAM} e di famiglia \const{AF\_INET}). La funzione
\func{socket} ritorna il descrittore che viene usato per identificare il
socket in tutte le chiamate successive. Nel caso la chiamata fallisca si
stampa un errore (\texttt{\small 16}) con la funzione \func{perror} e si esce
(\texttt{\small 17}) con un codice di errore.

Il passo seguente (\texttt{\small 19--27}) è quello di costruire un'apposita
struttura \struct{sockaddr\_in} in cui sarà inserito l'indirizzo del server ed
il numero della porta del servizio. Il primo passo (\texttt{\small 20}) è
inizializzare tutto a zero, per poi inserire il tipo di indirizzo
(\texttt{\small 21}) e la porta (\texttt{\small 22}), usando per quest'ultima
la funzione \func{htons} per convertire il formato dell'intero usato dal
computer a quello usato nella rete, infine \texttt{\small 23--27} si può
utilizzare la funzione \func{inet\_pton} per convertire l'indirizzo numerico
passato dalla linea di comando.

A questo punto (\texttt{\small 28--32}) usando la funzione \func{connect} sul
socket creato in precedenza (\texttt{\small 29}) si può stabilire la
connessione con il server. Per questo si deve utilizzare come secondo
argomento la struttura preparata in precedenza con il relativo indirizzo; si
noti come, esistendo diversi tipi di socket, si sia dovuto effettuare un cast.
Un valore di ritorno della funzione negativo implica il fallimento della
connessione, nel qual caso si stampa un errore (\texttt{\small 30}) e si
ritorna (\texttt{\small 31}).

Completata con successo la connessione il passo successivo (\texttt{\small
  34--40}) è leggere la data dal socket; il protocollo prevede che il server
invii sempre una stringa alfanumerica, il formato della stringa non è
specificato dallo standard, per cui noi useremo il formato usato dalla
funzione \func{ctime}, seguito dai caratteri di terminazione \verb|\r\n|, cioè
qualcosa del tipo:
\begin{verbatim}
Wed Apr 4 00:53:00 2001\r\n
\end{verbatim}
questa viene letta dal socket (\texttt{\small 34}) con la funzione \func{read}
in un buffer temporaneo; la stringa poi deve essere terminata (\texttt{\small
  35}) con il solito carattere nullo per poter essere stampata (\texttt{\small
  36}) sullo standard output con l'uso di \func{fputs}.

Come si è già spiegato in \secref{sec:sock_io_behav} la risposta dal socket
potrà arrivare in un unico pacchetto di 26 byte (come avverrà senz'altro nel
caso in questione) ma potrebbe anche arrivare in 26 pacchetti di un byte.  Per
questo nel caso generale non si può mai assumere che tutti i dati arrivino con
una singola lettura, pertanto quest'ultima deve essere effettuata in un ciclo
in cui si continui a leggere fintanto che la funzione \func{read} non ritorni
uno zero (che significa che l'altro capo ha chiuso la connessione) o un numero
minore di zero (che significa un errore nella connessione).

Si noti come in questo caso la fine dei dati sia specificata dal server che
chiude la connessione (anche questo è quanto richiesto dal protocollo); questa
è una delle tecniche possibili (è quella usata pure dal protocollo HTTP), ma
ce ne possono essere altre, ad esempio FTP marca la conclusione di un blocco
di dati con la sequenza ASCII \verb|\r\n| (carriage return e line feed),
mentre il DNS mette la lunghezza in testa ad ogni blocco che trasmette. Il
punto essenziale è che TCP non provvede nessuna indicazione che permetta di
marcare dei blocchi di dati, per cui se questo è necessario deve provvedere il
programma stesso.

Se abilitiamo il servizio \textit{daytime}\footnote{in genere questo viene
  fornito direttamente dal \textsl{superdemone} \texttt{inetd}, pertanto basta
  assicurarsi che esso sia abilitato nel relativo file di configurazione.}
possiamo verificare il funzionamento del nostro client, avremo allora:
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./daytime 127.0.0.1
Mon Apr 21 20:46:11 2003
\end{verbatim}%$
e come si vede tutto funziona regolarmente.


\subsection{Un server \textit{daytime} iterativo}
\label{sec:TCP_daytime_iter_server}

Dopo aver illustrato il client daremo anche un esempio di un server
elementare, che sia anche in grado di rispondere al precedente client. Come
primo esempio realizzeremo un server iterativo, in grado di fornire una sola
risposta alla volta. Il codice del programma è nuovamente mostrato in
\figref{fig:TCP_daytime_iter_server_code}, il sorgente completo
(\file{TCP\_iter\_daytimed.c}) è allegato insieme agli altri file degli esempi.

\begin{figure}[!htbp]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includecodesample{listati/TCP_iter_daytimed.c}
  \end{minipage} 
  \normalsize
  \caption{Esempio di codice di un semplice server per il servizio daytime.}
  \label{fig:TCP_daytime_iter_server_code}
\end{figure}

Come per il client si includono (\texttt{\small 1--9}) gli header necessari a
cui è aggiunto quello per trattare i tempi, e si definiscono (\texttt{\small
  14--18}) alcune costanti e le variabili necessarie in seguito. Come nel caso
precedente si sono omesse le parti relative al trattamento delle opzioni da
riga di comando.

La creazione del socket (\texttt{\small 20--24}) è analoga al caso precedente,
come pure l'inizializzazione (\texttt{\small 25--29}) della struttura
\struct{sockaddr\_in}.  Anche in questo caso (\texttt{\small 28}) si usa la
porta standard del servizio daytime, ma come indirizzo IP si usa
(\texttt{\small 27}) il valore predefinito \const{INET\_ANY}, che corrisponde
all'indirizzo generico.

Si effettua poi (\texttt{\small 30--34}) la chiamata alla funzione \func{bind}
che permette di associare la precedente struttura al socket, in modo che
quest'ultimo possa essere usato per accettare connessioni su una qualunque
delle interfacce di rete locali. In caso di errore si stampa (\texttt{\small
  31}) un messaggio, e si termina (\texttt{\small 32}) immediatamente il
programma.

Il passo successivo (\texttt{\small 35--39}) è quello di mettere ``in
ascolto'' il socket; questo viene fatto (\texttt{\small 36}) con la funzione
\func{listen} che dice al kernel di accettare connessioni per il socket che
abbiamo creato; la funzione indica inoltre, con il secondo parametro, il
numero massimo di connessioni che il kernel accetterà di mettere in coda per
il suddetto socket. Di nuovo in caso di errore si stampa (\texttt{\small 37})
un messaggio, e si esce (\texttt{\small 38}) immediatamente.

La chiamata a \func{listen} completa la preparazione del socket per l'ascolto
(che viene chiamato anche \textit{listening descriptor}) a questo punto si può
procedere con il ciclo principale (\texttt{\small 40--53}) che viene eseguito
indefinitamente. Il primo passo (\texttt{\small 42}) è porsi in attesa di
connessioni con la chiamata alla funzione \func{accept}, come in precedenza in
caso di errore si stampa (\texttt{\small 43}) un messaggio, e si esce
(\texttt{\small 44}).

Il processo resterà in stato di \textit{sleep} fin quando non arriva e viene
accettata una connessione da un client; quando questo avviene \func{accept}
ritorna, restituendo un secondo descrittore, che viene chiamato
\textit{connected descriptor}, e che è quello che verrà usato dalla successiva
chiamata alla \func{write} per scrivere la risposta al client.

Il ciclo quindi proseguirà determinando (\texttt{\small 46}) il tempo corrente
con una chiamata a \texttt{time}, con il quale si potrà opportunamente
costruire (\texttt{\small 47}) la stringa con la data da trasmettere
(\texttt{\small 48}) con la chiamata a \func{write}. Completata la
trasmissione il nuovo socket viene chiuso (\texttt{\small 52}).  A questo
punto il ciclo si chiude ricominciando da capo in modo da poter ripetere
l'invio della data in risposta ad una successiva connessione.

È importante notare che questo server è estremamente elementare, infatti, a
parte il fatto di poter essere usato solo con indirizzi IPv4, esso è in grado
di rispondere ad un solo un client alla volta: è cioè, come dicevamo, un
\textsl{server iterativo}. Inoltre è scritto per essere lanciato da linea di
comando, se lo si volesse utilizzare come demone occorrerebbero le opportune
modifiche\footnote{come una chiamata a \func{daemon} prima dell'inizio del
  ciclo principale.} per tener conto di quanto illustrato in
\secref{sec:sess_daemon}. Si noti anche che non si è inserita nessuna forma di
gestione della terminazione del processo, dato che tutti i file descriptor
vengono chiusi automaticamente alla sua uscita, e che, non generando figli,
non è necessario preoccuparsi di gestire la loro terminazione.


\subsection{Un server \textit{daytime} concorrente}
\label{sec:TCP_daytime_cunc_server}

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

Come accennato anche in \secref{sec:proc_gen} una delle modalità più comuni di
funzionamento da parte dei server è quella di usare la funzione \func{fork}
per creare, ad ogni richiesta da parte di un client, un processo figlio che si
incarichi della gestione della comunicazione.  Si è allora riscritto il server
\textit{daytime} dell'esempio precedente in forma concorrente, inserendo anche
una opzione per la stampa degli indirizzi delle connessioni ricevute.

In \figref{fig:TCP_daytime_cunc_server_code} è mostrato un estratto del
codice, in cui si sono tralasciati il trattamento delle opzioni e le parti
rimaste invariate rispetto al precedente esempio (cioè tutta la parte
riguardante l'apertura passiva del socket). Al solito il sorgente completo del
server, nel file \file{TCP\_cunc\_daytimed.c}, è allegato insieme ai sorgenti
degli altri esempi.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includecodesample{listati/TCP_cunc_daytimed.c}
  \end{minipage} 
  \normalsize
  \caption{Esempio di codice di un server concorrente elementare per il 
    servizio daytime.}
  \label{fig:TCP_daytime_cunc_server_code}
\end{figure}

Stavolta (\texttt{\small 21--25}) la funzione \func{accept} è chiamata
fornendo una struttura di indirizzi in cui saranno ritornati l'indirizzo IP e
la porta da cui il client effettua la connessione, che in un secondo tempo,
(\texttt{\small 39--43}), se il logging è abilitato, stamperemo sullo standard
output.

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

Si noti come il figlio operi solo sul socket connesso, chiudendo
immediatamente (\texttt{\small 32}) il socket \var{list\_fd}; mentre il padre
continua ad operare (\texttt{\small 47}) solo sul socket in ascolto chiudendo
\var{sock\_fd} al ritorno dalla \func{fork}. Per quanto abbiamo detto in
\secref{sec:TCP_func_close} nessuna delle due chiamate a \func{close} causa
l'innesco della sequenza di chiusura perché il numero di riferimenti al file
descriptor non si è annullato.

Infatti subito dopo la creazione del socket \var{list\_fd} ha una referenza, e
lo stesso vale per \var{sock\_fd} dopo il ritorno di \func{accept}, ma dopo la
\func{fork} i descrittori vengono duplicati nel padre e nel figlio per cui
entrambi i socket si trovano con due referenze. Questo fa si che quando il
padre chiude \var{sock\_fd} esso resta con una referenza da parte del figlio,
e sarà definitivamente chiuso solo quando quest'ultimo, dopo aver completato
le sue operazioni, chiamerà (\texttt{\small 44}) la funzione \func{close}.

In realtà per il figlio non sarebbe necessaria nessuna chiamata a
\func{close}, in quanto con la \func{exit} finale (\texttt{\small 45}) tutti i
file descriptor, quindi anche quelli associati ai socket, vengono
automaticamente chiusi.  Tuttavia si è preferito effettuare esplicitamente le
chiusure per avere una maggiore chiarezza del codice, e per evitare eventuali
errori, prevenendo ad esempio un uso involontario del \textit{listening
  descriptor}.

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

Come per ogni server iterativo il lavoro di risposta viene eseguito
interamente dal processo figlio. Questo si incarica (\texttt{\small 33}) di
chiamare \func{time} per leggere il tempo corrente, e di stamparlo
(\texttt{\small 34}) sulla stringa contenuta in \var{buffer} con l'uso di
\func{snprintf} e \func{ctime}. Poi la stringa viene scritta (\texttt{\small
  35--38}) sul socket, controllando che non ci siano errori. Anche in questo
caso si è evitato il ricorso a \func{FullWrite} in quanto la stringa è
estremamente breve e verrà senz'altro scritta in un singolo segmento.

Inoltre nel caso sia stato abilitato il \textit{logging} delle connessioni, si
provvede anche (\texttt{\small 39--42}) a stampare sullo standard output
l'indirizzo e la porta da cui il client ha effettuato la connessione, usando
i valori contenuti nelle strutture restituite da \func{accept}, eseguendo le
opportune conversioni con \func{inet\_ntop} e \func{atohs}.

Ancora una volta l'esempio è estremamente semplificato, si noti come di nuovo
non si sia gestita né la terminazione del processo né il suo uso come demone,
che tra l'altro sarebbe stato incompatibile con l'uso della opzione di logging
che stampa gli indirizzi delle connessioni sullo standard output. Un altro
aspetto tralasciato è la gestione della terminazione dei processi figli,
torneremo su questo più avanti quando tratteremo alcuni esempi di server più
complessi.



\section{Un esempio più completo: il servizio \textit{echo}}
\label{sec:TCP_echo_application}

L'esempio precedente, basato sul servizio \textit{daytime}, è un esempio molto
elementare, in cui il flusso dei dati va solo nella direzione dal server al
client. In questa sezione esamineremo un esempio di applicazione client/server
un po' più complessa, che usi i socket TCP per una comunicazione in entrambe
le direzioni.

Ci limiteremo a fornire una implementazione elementare, che usi solo le
funzioni di base viste finora, ma prenderemo in esame, oltre al comportamento
in condizioni normali, anche tutti i possibili scenari particolari (errori,
sconnessione della rete, crash del client o del server durante la connessione)
che possono avere luogo durante l'impiego di un'applicazione di rete, partendo
da una versione primitiva che dovrà essere rimaneggiata di volta in volta per
poter tenere conto di tutte le evenienze che si possono manifestare nella vita
reale di un'applicazione di rete, fino ad arrivare ad un'implementazione
completa.


\subsection{Il servizio \textit{echo}}
\label{sec:TCP_echo}


Nella ricerca di un servizio che potesse fare da esempio per una comunicazione
bidirezionale, si è deciso, seguendo la scelta di Stevens in \cite{UNP1}, di
usare il servizio \textit{echo}, che si limita a restituire in uscita quanto
immesso in ingresso. Infatti, nonostante la sua estrema semplicità, questo
servizio costituisce il prototipo ideale per una generica applicazione di rete
in cui un server risponde alle richieste di un client.  Nel caso di una
applicazione più complessa quello che si potrà avere in più è una elaborazione
dell'input del client, che in molti casi viene interpretato come un comando,
da parte di un server che risponde fornendo altri dati in uscita.

Il servizio \textit{echo} è uno dei servizi standard solitamente provvisti
direttamente dal superserver \cmd{inetd}, ed è definito
dall'\href{http://www.ietf.org/rfc/rfc0862.txt}{RFC~862}. Come dice il nome il
servizio deve riscrivere indietro sul socket i dati che gli vengono inviati in
ingresso. L'RFC descrive le specifiche del servizio sia per TCP che UDP, e per
il primo stabilisce che una volta stabilita la connessione ogni dato in
ingresso deve essere rimandato in uscita fintanto che il chiamante non ha
chiude la connessione. Al servizio è assegnata la porta riservata 7.

Nel nostro caso l'esempio sarà costituito da un client che legge una linea di
caratteri dallo standard input e la scrive sul server. A sua volta il server
leggerà la linea dalla connessione e la riscriverà immutata all'indietro. Sarà
compito del client leggere la risposta del server e stamparla sullo standard
output.


\subsection{Il client: prima versione}
\label{sec:TCP_echo_client}

Il codice della prima versione del client per il servizio \textit{echo},
disponibile nel file \file{TCP\_echo\_first.c}, è riportato in
\figref{fig:TCP_echo_client_1}. Esso ricalca la struttura del precedente
client per il servizio \textit{daytime} (vedi
\secref{sec:TCP_daytime_client}), e la prima parte (\texttt{\small 10--27}) è
sostanzialmente identica, a parte l'uso di una porta diversa.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15.6 cm}
    \includecodesample{listati/TCP_echo_first.c}
  \end{minipage} 
  \normalsize
  \caption{Codice della prima versione del client \textit{echo}.}
  \label{fig:TCP_echo_client_1}
\end{figure}

Al solito si è tralasciata la sezione relativa alla gestione delle opzioni a
riga di comando.  Una volta dichiarate le variabili, si prosegue
(\texttt{\small 10--13}) con della creazione del socket con l'usuale controllo
degli errori, alla preparazione (\texttt{\small 14--17}) della struttura
dell'indirizzo, che stavolta usa la porta 7 riservata al servizio
\textit{echo}, infine si converte (\texttt{\small 18--22}) l'indirizzo
specificato a riga di comando.  A questo punto (\texttt{\small 23--27}) si può
eseguire la connessione al server secondo la stessa modalità usata in
\secref{sec:TCP_daytime_client}.

Completata la connessione, per gestire il funzionamento del protocollo si usa
la funzione \code{ClientEcho}, il cui codice si è riportato a parte in
\figref{fig:TCP_client_echo_sub}. Questa si preoccupa di gestire tutta la
comunicazione, leggendo una riga alla volta dallo standard input \file{stdin},
scrivendola sul socket e ristampando su \file{stdout} quanto ricevuto in
risposta dal server. Al ritorno dalla funzione (\texttt{\small 30--31}) anche
il programma termina.

La funzione \code{ClientEcho} utilizza due buffer (\texttt{\small 3}) per
gestire i dati inviati e letti sul socket.  La comunicazione viene gestita
all'interno di un ciclo (\texttt{\small 5--10}), i dati da inviare sulla
connessione vengono presi dallo \file{stdin} usando la funzione \func{fgets},
che legge una linea di testo (terminata da un \texttt{CR} e fino al massimo di
\const{MAXLINE} caratteri) e la salva sul buffer di invio.

Si usa poi (\texttt{\small 6}) la funzione \func{FullWrite}, vista in
\secref{sec:sock_io_behav}, per scrivere i dati sul socket, gestendo
automaticamente l'invio multiplo qualora una singola \func{write} non sia
sufficiente.  I dati vengono riletti indietro (\texttt{\small 7}) con una
\func{read}\footnote{si è fatta l'assunzione implicita che i dati siano
  contenuti tutti in un solo segmento, così che la chiamata a \texttt{read} li
  restituisca sempre tutti; avendo scelto una dimensione ridotta per il buffer
  questo sarà sempre vero, vedremo più avanti come superare il problema di
  rileggere indietro tutti e soli i dati disponibili, senza bloccarsi.} sul
buffer di ricezione e viene inserita (\texttt{\small 8}) la terminazione della
stringa e per poter usare (\texttt{\small 9}) la funzione \func{fputs} per
scriverli su \file{stdout}.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15.6cm}
    \includecodesample{listati/ClientEcho.c}
  \end{minipage} 
  \normalsize
  \caption{Codice della prima versione della funzione \texttt{ClientEcho} per 
    la gestione del servizio \textit{echo}.}
  \label{fig:TCP_client_echo_sub}
\end{figure}

Quando si concluderà l'invio di dati mandando un end-of-file sullo standard
input si avrà il ritorno di \func{fgets} con un puntatore nullo (si riveda
quanto spiegato in \secref{sec:file_line_io}) e la conseguente uscita dal
ciclo; al che la subroutine ritorna ed il nostro programma client termina.

Si può effettuare una verifica del funzionamento del client abilitando il
servizio \textit{echo} nella configurazione di \cmd{initd} sulla propria
macchina ed usandolo direttamente verso di esso in locale, vedremo in
dettaglio più avanti (in \secref{sec:TCP_echo_startup}) il funzionamento del
programma, usato però con la nostra versione del server \textit{echo}, che
illustriamo immediatamente.


\subsection{Il server: prima versione}
\label{sec:TCPsimp_server_main}

La prima versione del server, contenuta nel file \file{TCP\_echod\_first.c}, è
riportata in \figref{fig:TCP_echo_server_first_code}. Come abbiamo fatto per
il client anche il server è stato diviso in un corpo principale, costituito
dalla funzione \code{main}, che è molto simile a quello visto nel precedente
esempio per il server del servizio \textit{daytime} di
\secref{sec:TCP_daytime_cunc_server}, e da una funzione ausiliaria
\code{ServEcho} che si cura della gestione del servizio.

\begin{figure}[!htbp]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15.6cm}
    \includecodesample{listati/TCP_echod_first.c}
  \end{minipage} 
  \normalsize
  \caption{Codice del corpo principale della prima versione del server
    per il servizio \textit{echo}.}
  \label{fig:TCP_echo_server_first_code}
\end{figure}

In questo caso però, rispetto a quanto visto nell'esempio di
\figref{fig:TCP_daytime_cunc_server_code} si è preferito scrivere il server
curando maggiormente alcuni dettagli, per tenere conto anche di alcune
esigenze generali (che non riguardano direttamente la rete), come la
possibilità di lanciare il server anche in modalità interattiva e la cessione
dei privilegi di amministratore non appena questi non sono più necessari.

La sezione iniziale del programma (\texttt{\small 8--21}) è la stessa del
server di \secref{sec:TCP_daytime_cunc_server}, ed ivi descritta in dettaglio:
crea il socket, inizializza l'indirizzo e esegue \func{bind}; dato che
quest'ultima funzione viene usata su una porta riservata, il server dovrà
essere eseguito da un processo con i privilegi di amministratore, pena il
fallimento della chiamata.

Una volta eseguita la funzione \func{bind} però i privilegi di amministratore
non sono più necessari, per questo è sempre opportuno rilasciarli, in modo da
evitare problemi in caso di eventuali vulnerabilità del server.  Per questo
prima (\texttt{\small 22--26}) si esegue \func{setgid} per assegnare il
processo ad un gruppo senza privilegi,\footnote{si è usato il valore 65534,
  ovvero -1 per il formato \ctyp{short}, che di norma in tutte le
  distribuzioni viene usato per identificare il gruppo \texttt{nogroup} e
  l'utente \texttt{nobody}, usati appunto per eseguire programmi che non
  richiedono nessun privilegio particolare.} e poi si ripete (\texttt{\small
  27--30}) l'operazione usando \func{setuid} per cambiare anche
l'utente.\footnote{si tenga presente che l'ordine in cui si eseguono queste
  due operazioni è importante, infatti solo avendo i privilegi di
  amministratore si può cambiare il gruppo di un processo ad un'altro di cui
  non si fa parte, per cui chiamare prima \func{setuid} farebbe fallire una
  successiva chiamata a \func{setgid}.  Inoltre si ricordi (si riveda quanto
  esposto in \secref{sec:proc_perms}) che usando queste due funzioni il
  rilascio dei privilegi è irreversibile.}  Infine (\texttt{\small 30--36}),
qualora sia impostata la variabile \var{demonize}, prima (\texttt{\small 31})
si apre il sistema di logging per la stampa degli errori, e poi
(\texttt{\small 32--35}) si invoca \func{daemon} per eseguire in background il
processo come demone.

A questo punto il programma riprende di nuovo lo schema già visto usato dal
server per il servizio \textit{daytime}, con l'unica differenza della chiamata
alla funzione \code{PrintErr}, riportata in \figref{fig:TCP_PrintErr}, al
posto di \func{perror} per la stampa degli errori. 

Si inizia con il porre (\texttt{\small 37--41}) in ascolto il socket, e poi si
esegue indefinitamente il ciclo principale (\texttt{\small 42--58}).
All'interno di questo si ricevono (\texttt{\small 43--46}) le connessioni,
creando (\texttt{\small 47--50}) un processo figlio per ciascuna di esse.
Quest'ultimo (\texttt{\small 51--55}), chiuso (\texttt{\small 52}) il
\textit{listening socket}, esegue (\texttt{\small 53}) la funzione di gestione
del servizio \code{ServEcho}, ed al ritorno di questa (\texttt{\small 54})
esce.

Il padre invece si limita (\texttt{\small 56}) a chiudere il \textit{connected
  socket} per ricominciare da capo il ciclo in attesa di nuove connessioni. In
questo modo si ha un server concorrente. La terminazione del padre non è
gestita esplicitamente, e deve essere effettuata inviando un segnale al
processo.

Avendo trattato direttamente la gestione del programma come demone, si è
dovuto anche provvedere alla necessità di poter stampare eventuali messaggi di
errore attraverso il sistema del \textit{syslog} trattato in
\secref{sec:sess_daemon}. Come accennato questo è stato fatto utilizzando come
\textit{wrapper} la funzione \code{PrintErr}, il cui codice è riportato in
\figref{fig:TCP_PrintErr}. 

In essa ci si limita a controllare (\texttt{\small 2}) se è stato impostato
(valore attivo per default) l'uso come demone, nel qual caso (\texttt{\small
  3}) si usa \func{syslog} (vedi \secref{sec:sess_daemon}) per stampare il
messaggio di errore fornito come argomento sui log di sistema. Se invece si è
in modalità interattiva (attivabile con l'opzione \texttt{-i}) si usa
(\texttt{\small 5}) semplicemente la funzione \func{perror} per stampare sullo
standard error.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15.6cm}
    \includecodesample{listati/PrintErr.c}
  \end{minipage} 
  \normalsize
  \caption{Codice della funzione \code{PrintErr} per la
    generalizzazione della stampa degli errori sullo standard input o
    attraverso il \texttt{syslog}.}
  \label{fig:TCP_PrintErr}
\end{figure}

La gestione del servizio \textit{echo} viene effettuata interamente nella
funzione \code{ServEcho}, il cui codice è mostrato in
\figref{fig:TCP_ServEcho_first}, e la comunicazione viene gestita all'interno
di un ciclo (\texttt{\small 6--13}).  I dati inviati dal client vengono letti
(\texttt{\small 6}) dal socket con una semplice \func{read}, di cui non si
controlla lo stato di uscita, assumendo che ritorni solo in presenza di dati
in arrivo. La riscrittura (\texttt{\small 7}) viene invece gestita dalla
funzione \func{FullWrite} (descritta in \figref{fig:sock_FullWrite_code}) che
si incarica di tenere conto automaticamente della possibilità che non tutti i
dati di cui è richiesta la scrittura vengano trasmessi con una singola
\func{write}.

\begin{figure}[!htb] 
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15.6cm}
    \includecodesample{listati/ServEcho_first.c}
  \end{minipage} 
  \normalsize
  \caption{Codice della prima versione della funzione \code{ServEcho} per la
    gestione del servizio \textit{echo}.}
  \label{fig:TCP_ServEcho_first}
\end{figure}

In caso di errore di scrittura (si ricordi che \func{FullWrite} restituisce un
valore nullo in caso di successo) si provvede (\texttt{\small 8--10}) a
stampare il relativo messaggio con \func{PrintErr}.  Quando il client chiude
la connessione il ricevimento del FIN fa ritornare la \func{read} con un
numero di byte letti pari a zero, il che causa l'uscita dal ciclo e il ritorno
(\texttt{\small 12}) della funzione, che a sua volta causa la terminazione del
processo figlio.


\subsection{L'avvio e il funzionamento normale}
\label{sec:TCP_echo_startup}

Benché il codice dell'esempio precedente sia molto ridotto, esso ci permetterà
di considerare in dettaglio le varie problematiche che si possono incontrare
nello scrivere un'applicazione di rete. Infatti attraverso l'esame delle sue
modalità di funzionamento normali, all'avvio e alla terminazione, e di quello
che avviene nelle varie situazioni limite, da una parte potremo approfondire
la comprensione del protocollo TCP/IP e dall'altra ricavare le indicazioni
necessarie per essere in grado di scrivere applicazioni robuste, in grado di
gestire anche i casi limite.

Il primo passo è compilare e lanciare il server (da root, per poter usare la
porta 7 che è riservata), alla partenza esso eseguirà l'apertura passiva con
la sequenza delle chiamate a \func{socket}, \func{bind}, \func{listen} e poi
si bloccherà nella \func{accept}. A questo punto si potrà controllarne lo
stato con \cmd{netstat}:
\begin{verbatim}
[piccardi@roke piccardi]$ netstat -at
Active Internet connections (servers and established)
Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State 
...
tcp        0      0 *:echo                  *:*                     LISTEN
...
\end{verbatim} %$
che ci mostra come il socket sia in ascolto sulla porta richiesta, accettando
connessioni da qualunque indirizzo e da qualunque porta e su qualunque
interfaccia locale.

A questo punto si può lanciare il client, esso chiamerà \func{socket} e
\func{connect}; una volta completato il three way handshake la connessione è
stabilita; la \func{connect} ritornerà nel client\footnote{si noti che è
  sempre la \func{connect} del client a ritornare per prima, in quanto
  questo avviene alla ricezione del secondo segmento (l'ACK del server) del
  three way handshake, la \func{accept} del server ritorna solo dopo
  un altro mezzo RTT quando il terzo segmento (l'ACK del client) viene
  ricevuto.} e la \func{accept} nel server, ed usando di nuovo
\cmd{netstat} otterremmo che:
\begin{verbatim}
Active Internet connections (servers and established)
Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State
tcp        0      0 *:echo                  *:*                     LISTEN
tcp        0      0 roke:echo               gont:32981              ESTABLISHED
\end{verbatim}
mentre per quanto riguarda l'esecuzione dei programmi avremo che:
\begin{itemize}
\item il client chiama la funzione \code{ClientEcho} che si blocca sulla
  \func{fgets} dato che non si è ancora scritto nulla sul terminale.
\item il server eseguirà una \func{fork} facendo chiamare al processo figlio
  la funzione \code{ServEcho}, quest'ultima si bloccherà sulla \func{read}
  dal socket sul quale ancora non sono presenti dati.
\item il processo padre del server chiamerà di nuovo \func{accept}
  bloccandosi fino all'arrivo di un'altra connessione.
\end{itemize}
e se usiamo il comando \cmd{ps} per esaminare lo stato dei processi otterremo
un risultato del tipo:
\begin{verbatim}
[piccardi@roke piccardi]$ ps ax
  PID TTY      STAT   TIME COMMAND
 ...  ...      ...    ...  ...
 2356 pts/0    S      0:00 ./echod
 2358 pts/1    S      0:00 ./echo 127.0.0.1
 2359 pts/0    S      0:00 ./echod
\end{verbatim} %$
(dove si sono cancellate le righe inutili) da cui si evidenzia la presenza di
tre processi, tutti in stato di \textit{sleep} (vedi
\tabref{tab:proc_proc_states}).

Se a questo punto si inizia a scrivere qualcosa sul client non sarà trasmesso
niente fin tanto che non si prema il tasto di a capo (si ricordi quanto detto
in \secref{sec:file_line_io} a proposito dell'I/O su terminale), solo allora
\func{fgets} ritornerà ed il client scriverà quanto immesso sul socket, per
poi passare a rileggere quanto gli viene inviato all'indietro dal server, che
a sua volta sarà inviato sullo standard output, che nel caso ne provoca
l'immediatamente stampa a video.


\subsection{La conclusione normale}
\label{sec:TCP_echo_conclusion}

Tutto quello che scriveremo sul client sarà rimandato indietro dal server e
ristampato a video fintanto che non concluderemo l'immissione dei dati; una
sessione tipica sarà allora del tipo: 
\begin{verbatim}
[piccardi@roke sources]$ ./echo 127.0.0.1
Questa e` una prova
Questa e` una prova
Ho finito
Ho finito
\end{verbatim} %$
che termineremo inviando un EOF dal terminale (usando la combinazione di tasti
ctrl-D, che non compare a schermo); se eseguiamo un \cmd{netstat} a questo
punto avremo:
\begin{verbatim}
[piccardi@roke piccardi]$ netstat -at 
tcp        0      0 *:echo                  *:*                     LISTEN
tcp        0      0 localhost:33032         localhost:echo          TIME_WAIT
\end{verbatim} %$
con il client che entra in \texttt{TIME\_WAIT}.

Esaminiamo allora in dettaglio la sequenza di eventi che porta alla
terminazione normale della connessione, che ci servirà poi da riferimento
quando affronteremo il comportamento in caso di conclusioni anomale:

\begin{enumerate}
\item inviando un carattere di EOF da terminale la \func{fgets} ritorna
  restituendo un puntatore nullo che causa l'uscita dal ciclo di \code{while},
  così la funzione \code{ClientEcho} ritorna.
\item al ritorno di \code{ClientEcho} ritorna anche la funzione \code{main}, e
  come parte del processo terminazione tutti i file descriptor vengono chiusi
  (si ricordi quanto detto in \secref{sec:proc_term_conclusion}); questo causa
  la chiusura del socket di comunicazione; il client allora invierà un FIN al
  server a cui questo risponderà con un ACK.  A questo punto il client verrà a
  trovarsi nello stato \texttt{FIN\_WAIT\_2} ed il server nello stato
  \texttt{CLOSE\_WAIT} (si riveda quanto spiegato in
  \secref{sec:TCP_conn_term}).
\item quando il server riceve il FIN la \func{read} del processo figlio che
  gestisce la connessione ritorna restituendo 0 causando così l'uscita dal
  ciclo e il ritorno di \code{ServEcho}, a questo punto il processo figlio
  termina chiamando \func{exit}.
\item all'uscita del figlio tutti i file descriptor vengono chiusi, la
  chiusura del socket connesso fa sì che venga effettuata la sequenza finale
  di chiusura della connessione, viene emesso un FIN dal server che riceverà
  un ACK dal client, a questo punto la connessione è conclusa e il client
  resta nello stato \texttt{TIME\_WAIT}.
\end{enumerate}


\subsection{La gestione dei processi figli}
\label{sec:TCP_child_hand}

Tutto questo riguarda la connessione, c'è però da tenere conto dell'effetto
del procedimento di chiusura del processo figlio nel server (si veda quanto
esaminato in \secref{sec:proc_termination}). In questo caso avremo l'invio del
segnale \const{SIGCHLD} al padre, ma dato che non si è installato un
gestore e che l'azione predefinita per questo segnale è quella di essere
ignorato, non avendo predisposto la ricezione dello stato di terminazione,
otterremo che il processo figlio entrerà nello stato di zombie\index{zombie}
(si riveda quanto illustrato in \secref{sec:sig_sigchld}), come risulterà
ripetendo il comando \cmd{ps}:
\begin{verbatim}
 2356 pts/0    S      0:00 ./echod
 2359 pts/0    Z      0:00 [echod <defunct>]
\end{verbatim}

Dato che non è il caso di lasciare processi zombie\index{zombie}, occorrerà
ricevere opportunamente lo stato di terminazione del processo (si veda
\secref{sec:proc_wait}), cosa che faremo utilizzando \const{SIGCHLD} secondo
quanto illustrato in \secref{sec:sig_sigchld}. Una prima modifica al nostro
server è pertanto quella di inserire la gestione della terminazione dei
processi figli attraverso l'uso di un gestore.  Per questo useremo la funzione
\code{Signal} (che abbiamo illustrato in \figref{fig:sig_Signal_code}), per
installare il gestore che riceve i segnali dei processi figli terminati già
visto in \figref{fig:sig_sigchld_handl}.  Basterà allora aggiungere il
seguente codice: \includecodesnip{listati/sigchildhand.c}
\noindent
all'esempio illustrato in \figref{fig:TCP_echo_server_first_code}.

In questo modo però si introduce un altro problema. Si ricordi infatti che,
come spiegato in \secref{sec:sig_gen_beha}, quando un programma si trova in
stato di \texttt{sleep} durante l'esecuzione di una system call, questa viene
interrotta alla ricezione di un segnale. Per questo motivo, alla fine
dell'esecuzione del gestore del segnale, se questo ritorna, il programma
riprenderà l'esecuzione ritornando dalla system call interrotta con un errore
di \errcode{EINTR}.

Vediamo allora cosa comporta tutto questo nel nostro caso: quando si chiude il
client, il processo figlio che gestisce la connessione terminerà, ed il padre,
per evitare la creazione di zombie, riceverà il segnale \const{SIGCHLD}
eseguendo il relativo gestore. Al ritorno del gestore però l'esecuzione nel
padre ripartirà subito con il ritorno della funzione \func{accept} (a meno di
un caso fortuito in cui il segnale arriva durante l'esecuzione del programma
in risposta ad una connessione) con un errore di \errcode{EINTR}. Non avendo
previsto questa eventualità il programma considera questo un errore fatale
terminando a sua volta con un messaggio del tipo:
\begin{verbatim}
[root@gont sources]# ./echod -i
accept error: Interrupted system call
\end{verbatim}%#

Come accennato in \secref{sec:sig_gen_beha} le conseguenze di questo
comportamento delle system call possono essere superate in due modi diversi,
il più semplice è quello di modificare il codice di \func{Signal} per
richiedere il riavvio automatico delle system call interrotte secondo la
semantica di BSD, usando l'opzione \const{SA\_RESTART} di \func{sigaction};
rispetto a quanto visto in \figref{fig:sig_Signal_code}. Definiremo allora la
nuova funzione \func{SignalRestart}\footnote{anche questa è definita, insieme
  alle altre funzioni riguardanti la gestione dei segnali, nel file
  \file{SigHand.c}, il cui contento completo può essere trovato negli esempi
  allegati.} come mostrato in \figref{fig:sig_SignalRestart_code}, ed
installeremo il gestore usando quest'ultima.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize  \centering
  \begin{minipage}[c]{15.6cm}
    \includecodesample{listati/SignalRestart.c}
  \end{minipage}  
  \normalsize 
  \caption{La funzione \funcd{SignalRestart}, che installa un gestore di
    segnali in semantica BSD per il riavvio automatico delle system call
    interrotte.}
  \label{fig:sig_SignalRestart_code}
\end{figure}

Come si può notare questa funzione è identica alla precedente \func{Signal},
illustrata in \figref{fig:sig_Signal_code}, solo che in questo caso invece di
inizializzare a zero il campo \var{sa\_flags} di \struct{sigaction}, lo si
inizializza (\texttt{\small 5}) al valore \const{SA\_RESTART}. Usando questa
funzione al posto di \func{Signal} nel server non è necessaria nessuna altra
modifica: le system call interrotte saranno automaticamente riavviate, e
l'errore \errcode{EINTR} non si manifesterà più.

La seconda soluzione è più invasiva e richiede di controllare tutte le volte
l'errore restituito dalle varie system call, ripetendo la chiamata qualora
questo corrisponda ad \errcode{EINTR}. Questa soluzione ha però il pregio
della portabilità, infatti lo standard POSIX dice che la funzionalità di
riavvio automatico delle system call, fornita da \const{SA\_RESTART}, è
opzionale, per cui non è detto che essa sia disponibile su qualunque sistema.
Inoltre in certi casi,\footnote{Stevens in \cite{UNP1} accenna che la maggior
  parte degli Unix derivati da BSD non fanno ripartire \func{select}; altri
  non riavviano neanche \func{accept} e \func{recvfrom}, cosa che invece nel
  caso di Linux viene sempre fatta.} anche quando questa è presente, non è
detto possa essere usata con \func{accept}. 


La portabilità nella gestione dei segnali però viene al costo di una
riscrittura parziale del server, la nuova versione di questo, in cui si sono
introdotte una serie di nuove opzioni che ci saranno utili per il debug, è
mostrata in \figref{fig:TCP_echo_server_code_second}, dove si sono riportate
la sezioni di codice modificate nella seconda versione del programma, il
sorgente completo di quest'ultimo si trova nel file
\file{TCP\_echod\_second.c} dei sorgenti allegati alla guida.

La prima modifica effettuata è stata quella di introdurre una nuova opzione a
riga di comando, \texttt{-c}, che permette di richiedere il comportamento
compatibile nella gestione di \const{SIGCHLD} al posto della semantica BSD
impostando la variabile \var{compat} ad un valore non nullo. Questa è
preimpostata al valore nullo, cosicché se non si usa questa opzione il
comportamento di default del server è di usare la semantica BSD. 

Una seconda opzione aggiunta è quella di inserire un tempo di attesa fisso
specificato in secondi fra il ritorno della funzione \func{listen} e la
chiamata di \func{accept}, specificabile con l'opzione \texttt{-w}, che
permette di impostare la variabile \var{waiting}.  Infine si è introdotta una
opzione \texttt{-d} per abilitare il debugging che imposta ad un valore non
nullo la variabile \var{debugging}. Al solito si è omessa da
\figref{fig:TCP_echo_server_code_second} la sezione di codice relativa alla
gestione di tutte queste opzioni, che può essere trovata nel sorgente del
programma.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15.6cm}
    \includecodesample{listati/TCP_echod_second.c}
  \end{minipage} 
  \normalsize
  \caption{La sezione nel codice della seconda versione del server
    per il servizio \textit{echo} modificata per tener conto dell'interruzione
    delle system call.}
  \label{fig:TCP_echo_server_code_second}
\end{figure}

Vediamo allora come è cambiato il nostro server; una volta definite le
variabili e trattate le opzioni il primo passo (\texttt{\small 9--13}) è
verificare la semantica scelta per la gestione di \const{SIGCHLD}, a seconda
del valore di \var{compat} (\texttt{\small 9}) si installa il gestore con la
funzione \func{Signal} (\texttt{\small 10}) o con \texttt{SignalRestart}
(\texttt{\small 12}), essendo quest'ultimo il valore di default.

Tutta la sezione seguente, che crea il socket, cede i privilegi di
amministratore ed eventualmente lancia il programma come demone, è rimasta
invariata e pertanto è stata omessa in
\figref{fig:TCP_echo_server_code_second}; l'unica modifica effettuata prima
dell'entrata nel ciclo principale è stata quella di aver introdotto, subito
dopo la chiamata (\texttt{\small 17--20}) alla funzione \func{listen}, una
eventuale pausa con una condizione (\texttt{\small 21}) sulla variabile
\var{waiting}, che viene inizializzata, con l'opzione \code{-w Nsec}, al
numero di secondi da aspettare (il valore preimpostato è nullo).

Si è potuto lasciare inalterata tutta la sezione di creazione del socket
perché nel server l'unica chiamata ad una system call critica, che può essere
interrotta dall'arrivo di \const{SIGCHLD}, è quella ad \func{accept}, che è
l'unica funzione che può mettere il processo padre in stato di sleep nel
periodo in cui un figlio può terminare; si noti infatti come le altre
\textit{slow system call}\footnote{si ricordi la distinzione fatta in
  \secref{sec:sig_gen_beha}.} o sono chiamate prima di entrare nel ciclo
principale, quando ancora non esistono processi figli, o sono chiamate dai
figli stessi e non risentono di \const{SIGCHLD}.

Per questo l'unica modifica sostanziale nel ciclo principale (\texttt{\small
  23--42}), rispetto precedente versione di \figref{fig:TCP_ServEcho_first}, è
nella sezione (\texttt{\small 26--30}) in cui si effettua la chiamata di
\func{accept}.  Quest'ultima viene effettuata (\texttt{\small 26--27})
all'interno di un ciclo di \code{while}\footnote{la sintassi del C relativa a
  questo ciclo può non essere del tutto chiara. In questo caso infatti si è
  usato un ciclo vuoto che non esegue nessuna istruzione, in questo modo
  quello che viene ripetuto con il ciclo è soltanto il codice che esprime la
  condizione all'interno del \code{while}.}  che la ripete indefinitamente
qualora in caso di errore il valore di \var{errno} sia \errcode{EINTR}. Negli
altri casi si esce in caso di errore effettivo (\texttt{\small 27--29}),
altrimenti il programma prosegue.

Si noti che in questa nuova versione si è aggiunta una ulteriore sezione
(\texttt{\small 31--39}) di aiuto per il debug del programma, che eseguita con
un controllo (\texttt{\small 31}) sul valore della variabile \var{debugging}
impostato dall'opzione \texttt{-d}. Qualora questo sia nullo, come
preimpostato, non accade nulla. altrimenti (\texttt{\small 32}) l'indirizzo
ricevuto da \var{accept} viene convertito in una stringa che poi
(\texttt{\small 33--38}) viene opportunamente stampata o sullo schermo o nei
log.




\section{I vari scenari critici}
\label{sec:TCP_echo_critical}

Con le modifiche viste in \secref{sec:TCP_child_hand} il nostro esempio
diventa in grado di affrontare la gestione ordinaria delle connessioni, ma un
server di rete deve tenere conto che, al contrario di quanto avviene per i
server che operano nei confronti di processi presenti sulla stessa macchina,
la rete è di sua natura inaffidabile, per cui è necessario essere in grado di
gestire tutta una serie di situazioni critiche che non esistono per i processi
locali.


\subsection{La terminazione precoce della connessione}
\label{sec:TCP_conn_early_abort}

La prima situazione critica è quella della terminazione precoce, causata da un
qualche errore sulla rete, della connessione effettuata da un client. Come
accennato in \secref{sec:TCP_func_accept} la funzione \func{accept} riporta
tutti gli eventuali errori di rete pendenti su una connessione sul
\textit{connected socket}. Di norma questo non è un problema, in quanto non
appena completata la connessione, \func{accept} ritorna e l'errore sarà
rilevato in seguito, dal processo che gestisce la connessione, alla prima
chiamata di una funzione che opera sul socket.

È però possibile, dal punto di vista teorico, incorrere anche in uno scenario
del tipo di quello mostrato in \figref{fig:TCP_early_abort}, in cui la
connessione viene abortita sul lato client per un qualche errore di rete con
l'invio di un segmento RST, prima che nel server sia stata chiamata la
funzione \func{accept}.

\begin{figure}[htb]
  \centering
  \includegraphics[width=10cm]{img/tcp_client_early_abort}  
  \caption{Un possibile caso di terminazione precoce della connessione.}
  \label{fig:TCP_early_abort}
\end{figure}

Benché questo non sia un fatto comune, un evento simile può essere osservato
con dei server molto occupati. In tal caso, con una struttura del server
simile a quella del nostro esempio, in cui la gestione delle singole
connessioni è demandata a processi figli, può accadere che il three way
handshake venga completato e la relativa connessione abortita subito dopo,
prima che il padre, per via del carico della macchina, abbia fatto in tempo ad
eseguire la chiamata ad \func{accept}. Di nuovo si ha una situazione analoga
a quella illustrata in \figref{fig:TCP_early_abort}, in cui la connessione
viene stabilita, ma subito dopo si ha una condizione di errore che la chiude
prima che essa sia stata accettata dal programma.

Questo significa che, oltre alla interruzione da parte di un segnale, che
abbiamo trattato in \secref{sec:TCP_child_hand} nel caso particolare di
\const{SIGCHLD}, si possono ricevere altri errori non fatali all'uscita di
\func{accept}, che come nel caso precedente, necessitano semplicemente la
ripetizione della chiamata senza che si debba uscire dal programma. In questo
caso anche la versione modificata del nostro server non sarebbe adatta, in
quanto uno di questi errori causerebbe la terminazione dello stesso. In Linux
i possibili errori di rete non fatali, riportati sul socket connesso al
ritorno di \func{accept}, sono \errcode{ENETDOWN}, \errcode{EPROTO},
\errcode{ENOPROTOOPT}, \errcode{EHOSTDOWN}, \errcode{ENONET},
\errcode{EHOSTUNREACH}, \errcode{EOPNOTSUPP} e \errcode{ENETUNREACH}.

Si tenga presente che questo tipo di terminazione non è riproducibile
terminando il client prima della chiamata ad \func{accept}, come si potrebbe
fare usando l'opzione \texttt{-w} per introdurre una pausa dopo il lancio del
demone, in modo da poter avere il tempo per lanciare e terminare una
connessione usando il programma client. In tal caso infatti, alla terminazione
del client, il socket associato alla connessione viene semplicemente chiuso,
attraverso la sequenza vista in \secref{sec:TCP_conn_term}, per cui la
\func{accept} ritornerà senza errori, e si avrà semplicemente un end-of-file
al primo accesso al socket. Nel caso di Linux inoltre, anche qualora si
modifichi il client per fargli gestire l'invio di un segmento di RST alla
chiusura dal socket (come suggerito da Stevens in \cite{UNP1}), non si ha
nessun errore al ritorno di \funcd{accept} quanto un errore di
\errcode{ECONNRESET} al primo tentativo di accesso al socket.



\subsection{La terminazione precoce del server}
\label{sec:TCP_server_crash}

Un secondo caso critico è quello in cui si ha una terminazione precoce del
server, ad esempio perché il programma ha un crash. In tal caso si suppone che
il processo termini per un errore fatale, cosa che potremo simulare
inviandogli un segnale di terminazione. La conclusione del processo comporta
la chiusura di tutti i file descriptor aperti, compresi tutti i socket
relativi a connessioni stabilite; questo significa che al momento del crollo
del servizio il client riceverà un FIN dal server in corrispondenza della
chiusura del socket.

Vediamo allora cosa succede nel nostro caso, facciamo partire una connessione
con il server e scriviamo una prima riga, poi terminiamo il server con un
\texttt{C-c}. A questo punto scriviamo una seconda riga e poi un'altra riga
ancora. Il risultato finale della sessione è il seguente:
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
Prima riga
Prima riga
Seconda riga dopo il C-c
Altra riga
[piccardi@gont sources]$
\end{verbatim}

Come si vede il nostro client, nonostante la connessione sia stata interrotta
prima dell'invio della seconda riga, non solo accetta di inviarla, ma prende
anche un'altra riga prima di terminare senza riportare nessun
errore. 

Per capire meglio cosa è successo conviene analizzare il flusso dei pacchetti
utilizzando un analizzatore di traffico come \cmd{tcpdump}. Il comando
permette di selezionare, nel traffico di rete generato su una macchina, i
pacchetti che interessano, stampando a video (o salvando su disco) il loro
contenuto. Non staremo qui ad entrare nei dettagli dell'uso del programma, che
sono spiegati dalla pagina di manuale; per l'uso che vogliamo farne quello che
ci interessa è, posizionandosi sulla macchina che fa da client, selezionare
tutti i pacchetti che sono diretti o provengono dalla macchina che fa da
server. In questo modo (posto che non ci siano altre connessioni col server,
cosa che avremo cura di evitare) tutti i pacchetti rilevati apparterranno alla
nostra sessione di interrogazione del servizio. 

Il comando \cmd{tcpdump} permette selezioni molto complesse, basate sulle
interfacce su cui passano i pacchetti, sugli indirizzi IP, sulle porte, sulle
caratteristiche ed il contenuto dei pacchetti stessi, inoltre permette di
combinare fra loro diversi criteri di selezione con degli operatori logici;
quando un pacchetto che corrisponde ai criteri di selezione scelti viene
rilevato i suoi dati vengono stampati sullo schermo (anche questi secondo un
formato configurabile in maniera molto precisa).  

Lanciando il comando prima di ripetere la sessione di lavoro mostrata
nell'esempio precedente potremo allora catturare tutti pacchetti scambiati fra
il client ed il server; i risultati\footnote{in realtà si è ridotta la
  lunghezza dell'output rispetto al reale tagliando alcuni dati non necessari
  alla comprensione del flusso.} prodotti in questa occasione da \cmd{tcpdump}
sono allora i seguenti:
\begin{verbatim}
[root@gont gapil]# tcpdump src 192.168.1.141 or dst 192.168.1.141 -N -t
tcpdump: listening on eth0
gont.34559 > anarres.echo: S 800922320:800922320(0) win 5840 
anarres.echo > gont.34559: S 511689719:511689719(0) ack 800922321 win 5792 
gont.34559 > anarres.echo: . ack 1 win 5840 
gont.34559 > anarres.echo: P 1:12(11) ack 1 win 5840 
anarres.echo > gont.34559: . ack 12 win 5792 
anarres.echo > gont.34559: P 1:12(11) ack 12 win 5792 
gont.34559 > anarres.echo: . ack 12 win 5840 
anarres.echo > gont.34559: F 12:12(0) ack 12 win 5792 
gont.34559 > anarres.echo: . ack 13 win 5840 
gont.34559 > anarres.echo: P 12:37(25) ack 13 win 5840 
anarres.echo > gont.34559: R 511689732:511689732(0) win 0 
\end{verbatim}

Le prime tre righe vengono prodotte al momento in cui lanciamo il nostro
client, e corrispondono ai tre pacchetti del three way handshake. L'output del
comando riporta anche i numeri di sequenza iniziali, mentre la lettera
\texttt{S} indica che per quel pacchetto si aveva il SYN flag attivo. Si noti
come a partire dal secondo pacchetto sia sempre attivo il campo \texttt{ack},
seguito dal numero di sequenza per il quale si da il ricevuto; quest'ultimo, a
partire dal terzo pacchetto, viene espresso in forma relativa per maggiore
compattezza.  Il campo \texttt{win} in ogni riga indica la \textit{advertising
  window} di cui parlavamo in \secref{sec:TCP_TCP_opt}. Allora si può
verificare dall'output del comando come venga appunto realizzata la sequenza
di pacchetti descritta in \secref{sec:TCP_conn_cre}: prima viene inviato dal
client un primo pacchetto con il SYN che inizia la connessione, a cui il
server risponde dando il ricevuto con un secondo pacchetto, che a sua volta
porta un SYN, cui il client risponde con un il terzo pacchetto di ricevuto.

Ritorniamo allora alla nostra sessione con il servizio echo: dopo le tre righe
del three way handshake non avremo nulla fin tanto che non scriveremo una
prima riga sul client; al momento in cui facciamo questo si genera una
sequenza di altri quattro pacchetti. Il primo, dal client al server,
contraddistinto da una lettera \texttt{P} che significa che il flag PSH è
impostato, contiene la nostra riga (che è appunto di 11 caratteri), e ad esso
il server risponde immediatamente con un pacchetto vuoto di ricevuto. Poi
tocca al server riscrivere indietro quanto gli è stato inviato, per cui sarà
lui a mandare indietro un terzo pacchetto con lo stesso contenuto appena
ricevuto, e a sua volta riceverà dal client un ACK nel quarto pacchetto.
Questo causerà la ricezione dell'eco nel client che lo stamperà a video.

A questo punto noi procediamo ad interrompere l'esecuzione del server con un
\texttt{C-c} (cioè con l'invio di \const{SIGTERM}): nel momento in cui
facciamo questo vengono immediatamente generati altri due pacchetti. La
terminazione del processo infatti comporta la chiusura di tutti i suoi file
descriptor, il che comporta, per il socket che avevamo aperto, l'inizio della
sequenza di chiusura illustrata in \secref{sec:TCP_conn_term}.  Questo
significa che dal server partirà un FIN, che è appunto il primo dei due
pacchetti, contraddistinto dalla lettera \texttt{F}, cui seguirà al solito un
ACK da parte del client.  

A questo punto la connessione dalla parte del server è chiusa, ed infatti se
usiamo \cmd{netstat} per controllarne lo stato otterremo che sul server si ha:
\begin{verbatim}
anarres:/home/piccardi# netstat -ant
Active Internet connections (servers and established)
Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State
...      ...    ... ...                     ...                     ...
tcp        0      0 192.168.1.141:7         192.168.1.2:34626       FIN_WAIT2
\end{verbatim}
cioè essa è andata nello stato \texttt{FIN\_WAIT2}, che indica l'avvenuta
emissione del segmento FIN, mentre sul client otterremo che essa è andata
nello stato \texttt{CLOSE\_WAIT}:
\begin{verbatim}
[root@gont gapil]# netstat -ant
Active Internet connections (servers and established)
Proto Recv-Q Send-Q Local Address           Foreign Address         State
...      ...    ... ...                     ...                     ...
tcp        1      0 192.168.1.2:34582       192.168.1.141:7         CLOSE_WAIT 
\end{verbatim}

Il problema è che in questo momento il client è bloccato dentro la funzione
\texttt{ClientEcho} nella chiamata a \func{fgets}, e sta attendendo dell'input
dal terminale, per cui non è in grado di accorgersi di nulla. Solo quando
inseriremo la seconda riga il comando uscirà da \func{fgets} e proverà a
scriverla sul socket. Questo comporta la generazione degli ultimi due
pacchetti riportati da \cmd{tcpdump}: il primo, inviato dal client contenente
i 25 caratteri della riga appena letta, e ad esso la macchina server
risponderà, non essendoci più niente in ascolto sulla porta 7, con un segmento
di RST, contraddistinto dalla lettera \texttt{R}, che causa la conclusione
definitiva della connessione anche nel client, dove non comparirà più
nell'output di \cmd{netstat}.

Come abbiamo accennato in \secref{sec:TCP_conn_term} e come vedremo più avanti
in \secref{sec:TCP_xxx_shutdown} la chiusura di un solo capo di un socket è
una operazione lecita, per cui la nostra scrittura avrà comunque successo
(come si può constatare lanciando usando \cmd{strace}\footnote{il comando
  \cmd{strace} è un comando di debug molto utile che prende come parametro un
  altro comando e ne stampa a video tutte le invocazioni di una system call,
  coi relativi parametri e valori di ritorno, per cui usandolo in questo
  contesto potremo verificare che effettivamente la \func{write} ha scritto la
  riga, che in effetti è stata pure trasmessa via rete.}), in quanto il nostro
programma non ha a questo punto alcun modo di sapere che dall'altra parte non
c'è più nessuno processo in grado di leggere quanto scriverà. Questo sarà
chiaro solo dopo il tentativo di scrittura, e la ricezione del segmento RST di
risposta che indica che dall'altra parte non si è semplicemente chiuso un capo
del socket, ma è completamente terminato il programma.

Per questo motivo il nostro client proseguirà leggendo dal socket, e dato che
questo è stato chiuso avremo che, come spiegato in \secref{sec:TCP_conn_term},
la funzione \func{read} ritorna normalmente con un valore nullo. Questo
comporta che la seguente chiamata a \func{fputs} non ha effetto (viene
stampata una stringa nulla) ed il client si blocca di nuovo nella successiva
chiamata a \func{fgets}. Per questo diventa possibile inserire una terza riga
e solo dopo averlo fatto si avrà la terminazione del programma.

Per capire come questa avvenga comunque, non avendo inserito nel codice nessun
controllo di errore, occorre ricordare che, a parte la bidirezionalità del
flusso dei dati, dal punto di vista del funzionamento nei confronti delle
funzioni di lettura e scrittura, i socket sono del tutto analoghi a delle
pipe. Allora, da quanto illustrato in \secref{sec:ipc_pipes}, sappiamo che
tutte le volte che si cerca di scrivere su una pipe il cui altro capo non è
aperto il lettura il processo riceve un segnale di \const{SIGPIPE}, e questo è
esattamente quello che avviene in questo caso, e siccome non abbiamo un
gestore per questo segnale, viene eseguita l'azione preimpostata, che è quella
di terminare il processo.

Per gestire in maniera più corretta questo tipo di evento dovremo allora
modificare il nostro client perché sia in grado di trattare le varie tipologie
di errore, per questo dovremo riscrivere la funzione \func{ClientEcho}, in
modo da controllare gli stati di uscita delle varie chiamate. Si è riportata
la nuova versione della funzione in \figref{fig:TCP_ClientEcho_second}.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15.6cm}
    \includecodesample{listati/ClientEcho_second.c}
  \end{minipage} 
  \normalsize
  \caption{La sezione nel codice della seconda versione della funzione
    \func{CleintEcho} usata dal client per il servizio \textit{echo}
    modificata per tener conto degli eventuali errori.}
  \label{fig:TCP_ClientEcho_second}
\end{figure}

Come si può vedere in questo caso si controlla il valore di ritorno di tutte
le funzioni, ed inoltre si verifica la presenza di un eventuale end of file in
caso di lettura. Con questa modifica il nostro client echo diventa in grado di
accorgersi della chiusura del socket da parte del server, per cui ripetendo la
sequenza di operazioni precedenti stavolta otterremo che:
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
Prima riga
Prima riga
Seconda riga dopo il C-c
EOF sul socket
\end{verbatim}%$
ma di nuovo si tenga presente che non c'è modo di accorgersi della chiusura
del socket fin quando non si esegue la scrittura della seconda riga; il
protocollo infatti prevede che ci debba essere una scrittura prima di ricevere
un RST che confermi la chiusura del file, e solo alle successive scritture si
potrà ottenere un errore.

Questa caratteristica dei socket ci mette di fronte ad un altro problema
relativo al nostro client, e che cioè esso non è in grado di accorgersi di
nulla fintanto che è bloccato nella lettura del terminale fatta con
\func{gets}. In questo caso il problema è minimo, ma esso riemergerà più
avanti, ed è quello che si deve affrontare tutte le volte quando si ha a che
fare con la necessità di lavorare con più descrittori, nel qual caso diventa
si pone la questione di come fare a non restare bloccati su un socket quando
altri potrebbero essere liberi. Vedremo come affrontare questa problematica in
\secref{sec:TCP_xxx_advanced}.
 

\subsection{Altri scenari di terminazione della connessione}
\label{sec:TCP_conn_crash}

La terminazione del server è solo uno dei possibili scenari di terminazione
della connessione, un altro caso è ad esempio quello in cui si ha un crollo
della rete, cosa che potremo simulare facilmente staccando il cavo di rete.
Un'altra condizione è quella di un blocco della macchina completo della su cui
gira il server che deve essere riavviata, cosa che potremo simulare sia
premendo il bottone di reset,\footnote{un normale shutdown non va bene; in tal
  caso infatti il sistema provvede a terminare tutti i processi, per cui la
  situazione sarebbe sostanzialmente identica alla precedente.} che, in
maniera più gentile, riavviando la macchina dopo aver interrotto la
connessione di rete.

Cominciamo ad analizzare il primo caso, il crollo della rete. Ripetiamo la
nostra sessione di lavoro precedente, lanciamo il client, scriviamo una prima
riga, poi stacchiamo il cavo e scriviamo una seconda riga. Il risultato che
otterremo è:
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
Prima riga
Prima riga
Seconda riga dopo l'interruzione
Errore in lettura: No route to host
\end{verbatim}%$

Quello che succede in questo è che il programma, dopo aver scritto la seconda
riga, resta bloccato per un tempo molto lungo, prima di dare l'errore
\errcode{EHOSTUNREACH}.  Se andiamo ad osservare con \cmd{strace} cosa accade
nel periodo in cui il programma è bloccato vedremo che stavolta, a differenza
del caso precedente, il programma è bloccato nella lettura dal socket.

Se poi, come nel caso precedente, usiamo l'accortezza di analizzare il
traffico di rete fra client e server con \cmd{tcpdump}, otterremo il seguente
risultato:
\begin{verbatim}
[root@gont sources]# tcpdump src 192.168.1.141 or dst 192.168.1.141 -N -t
tcpdump: listening on eth0
gont.34685 > anarres.echo: S 1943495663:1943495663(0) win 5840
anarres.echo > gont.34685: S 1215783131:1215783131(0) ack 1943495664 win 5792 
gont.34685 > anarres.echo: . ack 1 win 5840
gont.34685 > anarres.echo: P 1:12(11) ack 1 win 5840 
anarres.echo > gont.34685: . ack 12 win 5792 
anarres.echo > gont.34685: P 1:12(11) ack 12 win 5792 
gont.34685 > anarres.echo: . ack 12 win 5840 
gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
gont.34685 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
arp who-has anarres tell gont
arp who-has anarres tell gont
arp who-has anarres tell gont
arp who-has anarres tell gont
arp who-has anarres tell gont
arp who-has anarres tell gont
...
\end{verbatim}

In questo caso l'andamento dei primi sette pacchetti è esattamente lo stesso
di prima. Solo che stavolta, non appena inviata la seconda riga, il programma
si bloccherà nella successiva chiamata a \func{read}, non ottendo nessuna
risposta. Quello che succede è che nel frattempo il kernel provvede, come
richiesto dal protocollo TCP, a tentare la ritrasmissione della nostra riga un
certo numero di volte, con tempi di attesa crescente fra un tentativo ed il
successivo, per tentare di ristabilire la connessione.

Il risultato finale qui dipende dall'implementazione dello stack TCP, e nel
caso di Linux anche dall'impostazione di alcuni dei parametri di sistema che
si trovane in \file{/proc/sys/net/ipv4}, che ne controllano il comportamento:
in questo caso in particolare da \file{tcp\_retries2}. Questo parametro
infatti specifica il numero di volte che deve essere ritentata la
ritrasmissione di un pacchetto nel mezzo di una connessione prima di riportare
un errore di timeout.  Il valore preimpostato è pari a 15, il che
comporterebbe 15 tentativi di ritrasmissione, ma nel nostro caso le cose sono
andate diversamente, dato che le ritrasmissioni registrate da \cmd{tcpdump}
sono solo 8; inoltre l'errore riportato all'uscita del client non è stato
\errcode{ETIMEDOUT}, come dovrebbe essere in questo caso, ma
\errcode{EHOSTUNREACH}.

Per capire l'accaduto continuiamo ad analizzare l'output di \cmd{tcpdump}:
esso ci mostra che a un certo punto i tentativi di ritrasmissione del
pacchetto sono cessati, per essere sostituiti da una serie di richieste di
protocollo ARP in cui il client richiede l'indirizzo del server.

Come abbiamo accennato in \secref{sec:net_tcpip_general} ARP è il protocollo
che si incarica di trovare le corrispondenze corrispondenze fra indirizzo IP e
indirizzo hardware sulla scheda di rete. È evidente allora che nel nostro
caso, essendo client e server sulla stessa rete, è scaduta la voce nella
\textit{ARP cache}\footnote{la \textit{ARP chache} è una tabella mantenuta
  internamente dal kernel che contiene tutte le corrispondenze fra indirizzi
  IP e indirizzi fisici, ottenute appunto attraverso il protocollo ARP; le
  voci della tabella hanno un tempo di vita limitato, passato il quale scadono
  e devono essere nuovamente richieste.} relativa ad \texttt{anarres}, ed il
nostro client ha iniziato ad effettuare richieste ARP sulla rete per sapere
l'IP di quest'ultimo, che essendo scollegato non poteva rispondere. Anche per
questo tipo di richieste esiste un timeout, per cui dopo un certo numero di
tentativi il meccanismo si è interrotto, e l'errore riportato al programma a
questo punto è stato \errcode{EHOSTUNREACH}, in quanto non si era più in grado
di contattare il server.

Un altro errore possibile in questo tipo di situazione, che si può avere
quando la macchina è su una rete remota, è \errcode{ENETUNREACH}; esso viene
riportato alla ricezione di un pacchetto ICMP di \textit{destination
  unreachable} da parte del router che individua l'interruzione della
connessione. Di nuovo anche qui tutto dipende da chi è il meccanismo più
veloce ad accorgersi del problema.

Se però agiamo sui parametri del kernel, e scriviamo in \file{tcp\_retries2}
un valore di tentativi più basso, possiamo evitare la scadenza della
\textit{ARP cache} e vedere cosa succede. Così se ad esempio richiediamo 4
tentativi di ritrasmissione, l'analisi di \cmd{tcpdump} ci riporterà il
seguente scambio di pacchetti:
\begin{verbatim}
[root@gont gapil]# tcpdump src 192.168.1.141 or dst 192.168.1.141 -N -t
tcpdump: listening on eth0
gont.34752 > anarres.echo: S 3646972152:3646972152(0) win 5840
anarres.echo > gont.34752: S 2735190336:2735190336(0) ack 3646972153 win 5792 
gont.34752 > anarres.echo: . ack 1 win 5840 
gont.34752 > anarres.echo: P 1:12(11) ack 1 win 5840
anarres.echo > gont.34752: . ack 12 win 5792 
anarres.echo > gont.34752: P 1:12(11) ack 12 win 5792 
gont.34752 > anarres.echo: . ack 12 win 5840 
gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
gont.34752 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840 
\end{verbatim}
e come si vede in questo caso i tentativi di ritrasmissione del pacchetto
iniziale sono proprio 4 (per un totale di 5 voci con quello trasmesso la prima
volta), ed in effetti, dopo un tempo molto più breve rispetto a prima ed in
corrispondenza dell'invio dell'ultimo tentativo, quello che otterremo come
errore all'uscita del client sarà diverso, e cioè:
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
Prima riga
Prima riga
Seconda riga dopo l'interruzione
Errore in lettura: Connection timed out
\end{verbatim}%$
che corrisponde appunto, come ci aspettavamo, alla ricezione di un
\errcode{ETIMEDOUT}.

Analizziamo ora il secondo scenario, in cui si ha un crollo della macchina che
fa da server. Al solito lanciamo il nostro client, scriviamo una prima riga
per verificare che sia tutto a posto, poi stacchiamo il cavo e riavviamo il
server. A questo punto, ritornato attivo il server, scriviamo una seconda
riga. Quello che otterremo in questo caso è:
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./echo 192.168.1.141
Prima riga
Prima riga
Seconda riga dopo l'interruzione
Errore in lettura Connection reset by peer
\end{verbatim}%$
e l'errore ricevuti da \func{read} stavolta è \errcode{ECONNRESET}. Se al
solito riportiamo l'analisi dei pacchetti effettuata con \cmd{tcpdump},
avremo:
\begin{verbatim}
[root@gont gapil]# tcpdump src 192.168.1.141 or dst 192.168.1.141 -N -t
tcpdump: listening on eth0
gont.34756 > anarres.echo: S 904864257:904864257(0) win 5840 
anarres.echo > gont.34756: S 4254564871:4254564871(0) ack 904864258 win 5792
gont.34756 > anarres.echo: . ack 1 win 5840 
gont.34756 > anarres.echo: P 1:12(11) ack 1 win 5840
anarres.echo > gont.34756: . ack 12 win 5792 
anarres.echo > gont.34756: P 1:12(11) ack 12 win 5792
gont.34756 > anarres.echo: . ack 12 win 5840 
gont.34756 > anarres.echo: P 12:45(33) ack 12 win 5840
anarres.echo > gont.34756: R 4254564883:4254564883(0) win 0 
\end{verbatim}

Ancora una volta i primi sette pacchetti sono gli stessi; ma in questo caso
quello che succede dopo lo scambio iniziale è che, non avendo inviato nulla
durante il periodo in cui si è riavviato il server, il client è del tutto
ignaro dell'accaduto per cui quando effettuerà una scrittura, dato che la
macchina server è stata riavviata e che tutti gli stati relativi alle
precedenti connessioni sono completamente persi, anche in presenza di una
nuova istanza del server echo non sarà possibile consegnare i dati in arrivo,
per cui alla loro ricezione il kernel risponderà con un segmento di RST.

Il client da parte sua, dato che neanche in questo caso non è stato emesso un
FIN, dopo aver scritto verrà bloccato nella successiva chiamata a \func{read},
che però adesso ritornerà immediatamente alla ricezione del segmento RST,
riportando appunto come errore \errcode{ECONNRESET}. Occorre precisare che se
si vuole che il client sia in grado di accorgersi del crollo del server anche
quando non sta effettuando uno scambio di dati, è possibile usare una
impostazione speciale del socket (ci torneremo in
\secref{sec:TCP_xxx_sockopt}) che provvede all'esecuzione di questo controllo.




%%% Local Variables: 
%%% mode: latex
%%% TeX-master: "gapil"
%%% End: 
