\end{enumerate}
Il procedimento viene chiamato \textit{three way handshake} dato che per
-realizzarlo devono essere scambiati tre segmenti. In \nfig\ si è
-rappresentata graficamente la sequenza di scambio dei segmenti che stabilisce
-la connessione.
+realizzarlo devono essere scambiati tre segmenti. In \figref{fig:TCPel_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
\end{figure}
Si è accennato in precedenza ai \textsl{numeri di sequenza} (che sono anche
-riportati in \curfig); per gestire una connessione affidabile infatti il
-protocollo TCP prevede nell'header la presenza di un numero a 32 bit (chiamato
-appunto \textit{sequence number}) che identifica a quale byte nella sequenza
-del flusso corrisponde il primo byte della sezione dati contenuta nel
-segmento.
+riportati in \figref{fig:TCPel_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
aspetta di ricevere con il pacchetto successivo; dato che il primo pacchetto
SYN consuma un byte, nel \textit{three way handshake} il numero di acknowledge
è sempre pari al numero di sequenza iniziale incrementato di uno; lo stesso
-varrà anche (vedi \nfig) per l'acknowledgement di un FIN.
+varrà anche (vedi \figref{fig:TCPel_close}) per l'acknowledgement di un FIN.
\subsection{Le opzioni TCP.}
\label{sec:TCPel_TCP_opt}
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
-\nfig\ si è rappresentato graficamente lo sequenza di scambio dei segmenti che
-stabilisce la connessione.
+\figref{fig:TCPel_close} si è rappresentato graficamente lo sequenza di
+scambio dei segmenti che stabilisce la connessione.
\begin{figure}[htb]
\centering
Le operazioni del TCP nella creazione e conclusione di una connessione sono
specificate attraverso il diagramma di transizione degli stati riportato in
-\nfig. TCP prevede l'esistenza di 11 diversi stati per un socket ed un insieme
-di regole per le transizioni da uno stato all'altro basate sullo stato
-corrente e sul tipo di segmento ricevuto; i nomi degli stati sono gli stessi
-che vengono riportati del comando \cmd{netstat} nel campo \textit{State}.
+\figref{fig:TPCel_conn_example}. TCP prevede l'esistenza di 11 diversi stati
+per un socket ed un insieme di regole per le transizioni da uno stato
+all'altro basate sullo stato corrente e sul tipo di segmento ricevuto; i nomi
+degli stati sono gli stessi che vengono riportati del comando \cmd{netstat}
+nel campo \textit{State}.
Una descrizione completa del funzionamento del protocollo va al di là degli
obiettivi di questo libro; un approfondimento sugli aspetti principali si
l'applicazione riceve un FIN nello stato \texttt{ESTABLISHED} (chiusura
passiva) la transizione è verso lo stato \texttt{CLOSE\_WAIT}.
-In \nfig\ è riportato lo schema dello scambio dei pacchetti che avviene per
-una un esempio di connessione, insieme ai vari stati che il protocollo viene
-ad assumere per i due lati, server e client.
+In \figref{fig:TPCel_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
\subsection{Lo stato \texttt{TIME\_WAIT}}
\label{sec:TCPel_time_wait}
-Come riportato da Stevens (FIXME citare) lo stato \texttt{TIME\_WAIT} è
+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 nei newsgroup domande su come sia possibile evitare che
un'applicazione resti in questo stato lasciando attiva una connessione ormai
conclusa; la risposta è che non deve essere fatto, ed il motivo cercheremo di
spiegarlo adesso.
-Come si è visto nell'esempio precedente (vedi \curfig) \texttt{TIME\_WAIT} è
-lo stato finale in cui il capo di una connessione che esegue la chiusura
-attiva resta prima di passare alla chiusura definitiva della connessione. Il
-tempo in cui l'applicazione resta in questo stato deve essere due volte la MSL
-(\textit{Maximum Segment Lifetime}).
+Come si è visto nell'esempio precedente (vedi \figref{fig:TPCel_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
capisce il perché della scelta di un tempo pari al doppio della MSL come
durata di questo stato.
-Il primo dei due motivi precedenti si può capire tornando a \curfig: assumendo
-che l'ultimo ACK della sequenza (quello del capo che ha eseguito la chiusura
-attiva) vanga perso, chi esegue la chiusura passiva non ricevendo risposta
-rimanderà un ulteriore FIN, per questo motivo chi esegue la chiusura attiva
-deve mantenere lo stato della connessione per essere in grado di reinviare
-l'ACK e chiuderla correttamente. Se non fosse così la risposta sarebbe un RST
-(un altro tipo si segmento) che verrebbe interpretato come un errore.
+Il primo dei due motivi precedenti si può capire tornando a
+\figref{fig:TPCel_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
\end{enumerate}
In realtà rispetto a quanto indicato nell'RFC~1700 i vari sistemi hanno fatto
-scelte diverse per le porte effimere, in particolare in \nfig\ sono riportate
-quelle di BSD, Solaris e Linux. Nel caso di Linux poi la scelta fra i due
-intervalli possibili viene fatta dinamicamente a seconda della memoria a
-disposizione del kernel per gestire le relative tabelle.
+scelte diverse per le porte effimere, in particolare in
+\figref{fig:TCPel_port_alloc} sono riportate quelle di BSD, Solaris e Linux.
+Nel caso di Linux poi la scelta fra i due intervalli possibili viene fatta
+dinamicamente a seconda della memoria a disposizione del kernel per gestire le
+relative tabelle.
\begin{figure}[!htb]
\centering
della funzione \func{socket} che è già stata esaminata in dettaglio in
\secref{sec:sock_socket}.
-In \nfig\ abbiamo un tipico schema di funzionamento di un'applicazione
-client-server che usa i socket TCP: prima il server viene avviato ed in
-seguito il client si connette, in questo caso, a differenza di quanto accadeva
-con gli esempi elementari del \capref{cha:network} si assume che sia il
-client ad effettuare delle richieste a cui il server risponde, il client
-notifica poi di avere concluso inviando un end-of-file a cui il server
+In \figref{fig:TCPel_cliserv_func} abbiamo un tipico schema di funzionamento
+di un'applicazione client-server che usa i socket TCP: prima il server viene
+avviato ed in seguito il client si connette, in questo caso, a differenza di
+quanto accadeva con gli esempi elementari del \capref{cha:network} si assume
+che sia il client ad effettuare delle richieste a cui il server risponde, il
+client notifica poi di avere concluso inviando un end-of-file a cui il server
risponderà anche lui chiudendo la connessione per aspettarne una nuova.
\begin{figure}[!htb]
\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
-man page è:
+pagina di manuale è:
\begin{prototype}{sys/socket.h}{int listen(int sockfd, int backlog)}
La funzione pone il socket specificato da \var{sockfd} in modalità
passiva e predispone una coda per le connessioni in arrivo di lunghezza pari
Questi socket sono tutti nello stato \texttt{ESTABLISHED}.
\end{enumerate}
-Lo schema di funzionamento è descritto in \nfig, quando arriva un SYN da un
-client il server crea una nuova entrata nella coda delle connessioni
-incomplete, e poi risponde con il SYN$+$ACK. La entrata resterà nella coda
-delle connessioni incomplete fino al ricevimento dell'ACK dal client o fino ad
-un timeout. Nel caso di completamento del three way handshake l'entrata viene
-sostata nella coda delle connessioni complete. Quando il processo chiama la
-funzione \func{accept} (vedi \secref{sec:TCPel_func_accept}) la prima
-entrata nella coda delle connessioni complete è passata al programma, o, se la
-coda è vuota, il processo viene posto in attesa e risvegliato all'arrivo della
-prima connessione completa.
+Lo schema di funzionamento è descritto in \figref{fig:TCPel_xxx}, quando
+arriva un SYN da un client il server crea una nuova entrata nella coda delle
+connessioni incomplete, e poi risponde con il SYN$+$ACK. La entrata resterà
+nella coda delle connessioni incomplete fino al ricevimento dell'ACK dal
+client o fino ad un timeout. Nel caso di completamento del three way handshake
+l'entrata viene sostata nella coda delle connessioni complete. Quando il
+processo chiama la funzione \func{accept} (vedi
+\secref{sec:TCPel_func_accept}) la prima entrata nella coda delle connessioni
+complete è passata al programma, o, se la coda è vuota, il processo viene
+posto in attesa e risvegliato all'arrivo della prima connessione completa.
Storicamente il valore del parametro \var{backlog} era corrispondente al
massimo valore della somma del numero di entrate possibili per ciascuna di
precedente in forma concorrente, inserendo anche una opzione per la stampa
degli indirizzi delle connessioni ricevute.
-In \nfig\ è mostrato un estratto del codice, in cui si sono tralasciati il
-trattamento delle opzioni e le parti rimaste invariate rispetto al precedente
-esempio. Al solito il sorgente completo del server
+In \figref{fig:TCPel_serv_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. Al solito il sorgente completo del server
\file{ElemDaytimeTCPCuncServ.c} è allegato nella directory dei sorgenti.
\begin{figure}[!htb]
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 man page) che come per \func{accept} il
-terzo parametro che è specificato dallo standard POSIX 1003.1g 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.
+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.
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