{"id":122993,"date":"2025-03-25T22:22:41","date_gmt":"2025-03-25T20:22:41","guid":{"rendered":"https:\/\/prohoster.info\/blog\/novosti-interneta\/reliz-yadra-linux-6-14"},"modified":"2025-03-25T22:22:41","modified_gmt":"2025-03-25T20:22:41","slug":"reliz-yadra-linux-6-14","status":"publish","type":"post","link":"https:\/\/prohoster.info\/de\/blog\/novosti-interneta\/reliz-yadra-linux-6-14","title":{"rendered":"Release des Linux-Kernels 6.14","gt_translate_keys":[{"key":"rendered","format":"text"}]},"content":{"rendered":"
Nach zwei Monaten Entwicklung hat Linus Torvalds den Linux-Kernel 6.14 ver\u00f6ffentlicht. Zu den bemerkenswertesten \u00c4nderungen geh\u00f6ren: der ntsync-Treiber mit Synchronisierungsprimitiven f\u00fcr Windows NT, die Optimierung der Lastenverteilung f\u00fcr Leseoperationen in Btrfs RAID1, Unterst\u00fctzung f\u00fcr reflink in XFS im Realtime-Modus, die M\u00f6glichkeit f\u00fcr nicht zwischenspeicherbaren, gepufferten I\/O, dmem cgroup zur Begrenzung des GPU-Speichers, der Einsatz von io_uring in FUSE, die Delegierung von Attributen in NFS, Unterst\u00fctzung f\u00fcr atomare Schreibvorg\u00e4nge im Device Mapper, Beschleunigung von symbolischen Links, Verwaltung der Ausf\u00fchrbarkeit von Skripten sowie Unterst\u00fctzung f\u00fcr Qualcomm Snapdragon 8 Elite Chips und einen Treiber f\u00fcr AMD NPU. <\/p>\n
In die neue Version wurden 12.115 \u00c4nderungen von 1.984 Entwicklern \u00fcbernommen, die Patch-Gr\u00f6\u00dfe betr\u00e4gt 39 MB (\u00c4nderungen betreffen 10.170 Dateien, 531.586 Codezeilen wurden hinzugef\u00fcgt, 235.999 Zeilen entfernt). In der vorherigen Version gab es 14.172 \u00c4nderungen von 2.086 Entwicklern, die Patch-Gr\u00f6\u00dfe betrug 46 MB. Etwa 41 % aller in 6.14 vorgenommenen \u00c4nderungen beziehen sich auf Ger\u00e4tetreiber, etwa 13 % der \u00c4nderungen betreffen die Aktualisierung von architekturspezifischem Code, 14 % sind mit dem Netzwerk-Stack verbunden, 7 % mit Dateisystemen und 4 % mit internen Kernsubsystemen. <\/p>\n
Wesentliche Neuerungen im Kern 6.14: <\/p>\n
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Festplattensubsystem, Ein-\/Ausgabe und Dateisysteme<\/b>\n
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Im Dateisystem Btrfs wurde die Unterst\u00fctzung neuer Methoden zur Lastverteilung von Leseoperationen zwischen den in das RAID1-Array integrierten Speichermedien implementiert. Neben der bisherigen Lastverteilung basierend auf Prozess-IDs (pid) wurden in der neuen Version drei neue Lastverteilungsmodi eingef\u00fchrt: \u201erotation\u201c (gleichm\u00e4\u00dfige Verteilung der Last auf alle Speichermedien, standardm\u00e4\u00dfig aktiviert); \u201elatency\u201c (Verteilung unter Ber\u00fccksichtigung von Latenzen, n\u00fctzlich bei Ausf\u00e4llen oder instabilem Betrieb von Speichermedien); devid (manuelle Steuerung). Um den Lastverteilungsmodus zu \u00e4ndern, wurde die Schnittstelle \u201e\/sys\/fs\/btrfs\/\/read_policy\u201c hinzugef\u00fcgt. Zu den weiteren \u00c4nderungen in Btrfs geh\u00f6rt die Implementierung von ioctl FS_IOC_READ_VERITY_METADATA.\n
Es wurde ein Modus f\u00fcr nicht zwischenspeichernde gepufferte Ein-\/Ausgabe hinzugef\u00fcgt, bei dem Daten aus dem Seitenspeicher sofort gel\u00f6scht werden, nachdem die Lese- oder Schreibvorg\u00e4nge abgeschlossen sind. Diese \u00c4nderung kann n\u00fctzlich sein, wenn sehr schnelle Speicherger\u00e4te verwendet werden, bei denen das Zwischenspeichern von Vorg\u00e4ngen im RAM \u00fcberfl\u00fcssig ist. Der neue Modus erm\u00f6glicht es, \u00fcberfl\u00fcssigen Speicherverbrauch durch den Seitenspeicher zu vermeiden, ohne auf die komplizierte API f\u00fcr direkte Ein-\/Ausgabe (Direct I\/O) zur\u00fcckgreifen zu m\u00fcssen.\n
In fsnotify, dem Mechanismus zur \u00dcberwachung von \u00c4nderungen im Dateisystem, wurde ein neues Ereignis FS_PRE_ACCESS hinzugef\u00fcgt, das in der Phase vor dem Zugriff auf den Dateinhalt generiert wird. Das Ereignis wird im synchronen Modus verarbeitet, d.h. der Kernel sendet das Ereignis und wartet auf die R\u00fcckmeldung. Wenn eine R\u00fcckmeldung erfolgt, wird die Operation ausgef\u00fchrt, andernfalls gibt der Systemaufruf einen Fehlercode an den Benutzermodus zur\u00fcck. Mit FS_PRE_ACCESS kann im Benutzermodus beispielsweise ein Dateif\u00fcllprozess organisiert werden, w\u00e4hrend die Daten in einem langsamen Speicher bereitgestellt werden.\n
In das FUSE-Subsystem, das die Implementierung von Dateisystemen im Benutzerspeicher erm\u00f6glicht, wurde die Unterst\u00fctzung f\u00fcr den Datenaustausch zwischen dem Kernel und dem Benutzerraum-Handler unter Verwendung des io_uring-Ein- und Ausgabemechanismus eingef\u00fchrt. Diese \u00c4nderung verbessert die FUSE-Leistung, indem sie den Kontextwechsel zwischen Kernel und Benutzerraum reduziert.\n
Im Dateisystem XFS wurde die M\u00f6glichkeit der Verwendung von Reverse-Mapping (rmap) im Modus mit vorhersehbaren Latenzen (\u201erealtime device\u201c) hinzugef\u00fcgt. Reverse-Mapping erm\u00f6glicht es, zu bestimmen, f\u00fcr die Speicherung welcher Datei ein bestimmter Block auf dem Speichermedium verwendet wird. In XFS wurde f\u00fcr den Realtime-Modus die Unterst\u00fctzung der Operation reflink implementiert, die es erm\u00f6glicht, Kopien von Dateien zu erstellen, indem Metadaten der Datei geklont werden und eine Verkn\u00fcpfung zu den bereits vorhandenen Daten ohne deren tats\u00e4chliche Duplizierung erstellt wird.\n
Im VFS wurde die Zwischenspeicherung der Gr\u00f6\u00dfe von symbolischen Links implementiert, was eine Beschleunigung der Ausf\u00fchrung der readlink-Operation um 1,5 % erm\u00f6glichte (im Test mit \/initrd.img in ext4). Die Zwischenspeicherung ist in den Dateisystemen ext4 und tmpfs aktiviert.\n
In die Implementierung von NFSv4.2 wurde die Unterst\u00fctzung f\u00fcr die Delegierung von Datei-Attributen eingef\u00fchrt, die es erm\u00f6glicht, solche Datei-Attribute wie die \u00c4nderungszeit (mtime) auf der Seite des NFS-Clients zu verwalten, ohne dass \u00c4nderungen an den Server zur\u00fcckgegeben werden m\u00fcssen. Au\u00dferdem wurde die Unterst\u00fctzung des \u201eLOCALIO\u201c-Protokolls in NFS verbessert, das es erm\u00f6glicht festzustellen, ob sich der NFS-Client und der Server auf demselben Host befinden, um entsprechende Optimierungen wie die Verwendung von Direct I\/O durch den Client zu aktivieren.\n
Die Leseleistung in den Dateisystemen NETFS, CIFS und AFS (Andrew File System) wurde verbessert.\n
Im Squashfs wurde der Modus f\u00fcr das direkte Laden von Bl\u00f6cken in den Seitencache (SQUASHFS_FILE_DIRECT) eingef\u00fchrt, wodurch ein separater read_page-Cache \u00fcberfl\u00fcssig wird. Diese \u00c4nderung hat den Speicherbedarf beim Betrieb von Squashfs reduziert.\n
Im Systemaufruf statx() wurde das FLAG STATX_DIO_READ_ALIGN implementiert, um die ben\u00f6tigte Ausrichtung f\u00fcr Leseoperationen aus einer Datei zu bestimmen.\n
Im Dateisystem Bcachefs wurde das Format der Festplattenstrukturen aktualisiert und stabilisiert. K\u00fcnftige \u00c4nderungen am Format werden als optional betrachtet und in Form von Erg\u00e4nzungen realisiert. Die Geschwindigkeit der Integrit\u00e4tspr\u00fcfung des Dateisystems wurde erheblich verbessert. Dar\u00fcber hinaus wurde die Leistung im Nur-Lese-Modus f\u00fcr Bcachefs verbessert; Probleme, die zu Zugriffsfehlern nach der Speicherfreigabe f\u00fchrten, wurden behoben; Probleme mit Reflink-Zeigern in fsck wurden gel\u00f6st; und die Behandlung von Transaktionsneustarten wurde korrigiert.\n
Das Modul md-linear, das zur Zusammenf\u00fchrung von Blockger\u00e4ten dient, wurde zur\u00fcckgebracht. Dieses Modul war zuvor als veraltet deklariert und aus dem Kernel 6.8 entfernt worden, stellte sich jedoch als nachgefragt heraus und wurde daher jetzt wiederhergestellt.\n
Die Dateisysteme F2FS und SQUASHFS wurden auf die Verwendung von Seitenfolio (page folios) umgestellt.\n
Die Dateisysteme OCFS2 und DLMFS wurden auf die Verwendung der neuen API zum Einbinden von Partitionen umgestellt.\n
Im null_blk-Treiber wurde das Attribut \u201erotational\u201c implementiert, das \u00fcber configfs gesetzt wird und es erm\u00f6glicht, die Funktionsweise mit einem rotierenden Datentr\u00e4ger zu simulieren, um die Testfunktionen des Kernels zu vereinfachen.\n
Im Device Mapper sowie in den Modulen dm-mirror, dm-io, dm-table, dm-linear, dm-stripe und dm-raid1 wurde Unterst\u00fctzung f\u00fcr atomare Schreibvorg\u00e4nge implementiert. <\/ul>\n
Speicher und Systemdienste<\/b>\n
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Die Integration des ntsync-Treibers in den Kernel ist abgeschlossen. Dieser Treiber stellt das virtuelle Ger\u00e4t \\\/dev\\\/ntsync sowie eine Reihe von Synchronisationsprimitive bereit, die im Windows NT-Kernel verwendet werden. Die Implementierung solcher Primitive im Kernel verbessert die Leistung von Windows-Spielen, die mit Wine ausgef\u00fchrt werden, erheblich. Die Leistungssteigerung wird durch die Beseitigung der Overhead-Kosten erzielt, die mit der Verwendung von RPC im Benutzerspeicher verbunden sind. Die Schaffung eines separaten Kerneltreibers f\u00fcr Linux wird durch die Schwierigkeiten bei der korrekten Implementierung der NT-Synchronisations-API \u00fcber bestehende Primitive im Kernel gerechtfertigt.\n
Ein neuer DMEM Cgroup-Controller wurde hinzugef\u00fcgt, um den Speicherbereich von Ger\u00e4ten wie GPUs separat zu verfolgen. DMEM erm\u00f6glicht es, eigene Cgroups f\u00fcr verschiedene Aufgaben, die mit GPUs arbeiten, zu erstellen, sodass diese unabh\u00e4ngig voneinander ausgef\u00fchrt werden k\u00f6nnen. Diese neue Funktion l\u00f6st das Problem des erzwungenen Abschlusses von GPU-Operationen bei Ersch\u00f6pfung des verf\u00fcgbaren Speichers, indem der von der GPU reflektierte Speicher und der von den Treibern verwendete CPU-Speicher in separaten Cgroups erfasst werden.\n
Optimierungen wurden f\u00fcr die Skalierung des Cache-Wipes (Flush) des TLB (Translation Lookaside Buffer) vorgenommen, der zur Beschleunigung der Umwandlung von virtuellen Adressen in physische verwendet wird. Die vorgenommenen Optimierungen bestehen in der verz\u00f6gerten Aktualisierung einiger Datenstrukturen w\u00e4hrend des Kontextwechsels, was die Leistung bei bestimmten Tests erh\u00f6ht.\n
Die Leistung des MGLRU (Multi-Generational LRU)-Mechanismus wurde verbessert, der zur Bestimmung verwendet wird, welche Seiten im Speicher genutzt werden und welche in den Swap-Bereich ausgelagert werden k\u00f6nnen.\n
Der Transfer von \u00c4nderungen aus dem Rust-for-Linux-Zweig, die die Verwendung der Programmiersprache Rust als zweite Sprache zur Entwicklung von Treibern und Kernelmodulen betreffen, wird fortgesetzt (die Unterst\u00fctzung von Rust ist standardm\u00e4\u00dfig nicht aktiv und f\u00fchrt nicht dazu, dass Rust zu den obligatorischen Build-Abh\u00e4ngigkeiten des Kernels z\u00e4hlt). Es wurde die M\u00f6glichkeit geschaffen, im Kernelcode das Makro \u201ederive(CoercePointee)\u201c zu verwenden, das die Verwendung von Smart-Pointern mit Trait-Objekten erm\u00f6glicht. Rust-Bindings f\u00fcr PCI, Plattformen, Open Firmware, Zeichen- und einige Eingabe-\/Ausgabefunktionen wurden in den Kernel aufgenommen. Greg Kroah-Hartman, verantwortlich f\u00fcr die Unterst\u00fctzung des stabilen Kernelzweigs, beschrieb den aktuellen Stand als \u201efast bereit f\u00fcr das Schreiben eines echten Treibers in Rust\u201c.\n
In den Build-Szenarien wurde neuer Code zur Generierung von Debug-Symbolversionen f\u00fcr geladene Module vorgeschlagen, der jetzt Informationen aus DWARF-Debugging-Protokollen verwendet, anstatt den Quellcode direkt zu analysieren. Diese \u00c4nderung erm\u00f6glicht die Verwendung von Versionskontrolle f\u00fcr Debug-Symbole in Modulen, die in Rust geschrieben sind. Die alte Implementierung bleibt ebenfalls im Kern erhalten, und die Auswahl des Generators erfolgt auf der Ebene der Build-Optionen.\n
F\u00fcr die PowerPC-Architektur wurde die Unterst\u00fctzung des Modus der faulen Aufgabenwechsel (PREEMPT_LAZY, lazy preemption) implementiert, der dem Modus des vollst\u00e4ndigen Preemptions (\u201efull preemption\u201c) f\u00fcr Echtzeitanforderungen (RR\/FIFO\/DEADLINE) entspricht, aber den Wechsel von normalen Aufgaben (SCHED_NORMAL) bis zur Tick-Grenze verz\u00f6gert.\n
Im Performance-Profiling-System \u201eperf\u201c wurde die Unterst\u00fctzung f\u00fcr Energieverbrauchsz\u00e4hler von AMD-Prozessoren hinzugef\u00fcgt. Die M\u00f6glichkeit der Integration in Systeme mit bis zu 2.048 CPU-Kernen wurde eingef\u00fchrt.\n
Es wurde die M\u00f6glichkeit eingef\u00fchrt, den sysctl-Parameter pid_max mit Prozess-ID-Namensr\u00e4umen (ID-Namespace) zu verwenden. Der Parameter pid_max dient dazu, den maximalen Wert der Prozess-IDs (PID) zu begrenzen und kann nun dazu verwendet werden, die maximal m\u00f6gliche Anzahl von Prozessen, die in dem angegebenen Namensraum gestartet werden k\u00f6nnen, zu beschr\u00e4nken. Die Verarbeitung des Parameters erfolgt hierarchisch, d.h. Einschr\u00e4nkungen in den \u00e4u\u00dferen Namensr\u00e4umen gelten auch f\u00fcr die verschachtelten Namensr\u00e4ume.\n
Beim Aufruf des Systemaufrufs execveat zum Starten eines Prozesses wird in dem Verzeichnis \/proc nun der Name der ausgef\u00fchrten Datei angezeigt, anstelle der Nummer des Dateideskriptors.\n
Im Quellcode des Kernels (im Verzeichnis samples\/vfs) wurde das Hilfsprogramm mountinfo hinzugef\u00fcgt, das die Verwendung der Systemaufrufe statmount() und listmount() demonstriert.\n
Im BPF-Unterbereich wurden die neuen Funktionen bpf_local_irq_save() und bpf_local_irq_restore() vorgeschlagen, um Interrupts auf der lokalen CPU vor\u00fcbergehend zu deaktivieren. Diese Funktionen k\u00f6nnen verwendet werden, um Strukturen zu implementieren, deren Verarbeitung nicht durch Interrupts unterbrochen wird.\n
Im Systemaufruf madvise() sorgt die Verwendung der Flags MADV_DONTNEED und MADV_FREE f\u00fcr die Freigabe der Seitentabellen des Arbeitsspeichers, die mit dem freizugebenden Adressbereich verkn\u00fcpft sind, da in bestimmten Situationen leere Speicherseiten betr\u00e4chtlichen Speicherplatz beanspruchen k\u00f6nnen.\n
F\u00fcr die OpenRISC-Architektur wurde die Unterst\u00fctzung f\u00fcr einen Mechanismus von wiederholbaren Sequenzen (rseq, restartable sequences) implementiert, der f\u00fcr die schnelle atomare Ausf\u00fchrung von Operationen vorgesehen ist, die im Falle einer Unterbrechung durch einen anderen Thread zur\u00fcckgesetzt werden und die Ausf\u00fchrung erneut versucht wird.\n
Der Code wurde reorganisiert, und die Algorithmen CRC32 und CRC-T10DIF werden nun nicht mehr \u00fcber die Kryptografie-Subsystem aufgerufen, sondern direkt \u00fcber die Bibliotheksschnittstelle. Diese \u00c4nderung hat den Code vereinfacht und die Effizienz erh\u00f6ht.\n
In das asynchrone E\/A-System io_uring wurde eine Schnittstelle zur \u00dcbertragung zus\u00e4tzlicher Metadaten zur Integrit\u00e4t bei Lese- und Schreiboperationen integriert. <\/ul>\n
Virtualisierung und Sicherheit<\/b>\n
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Im Systemaufruf execveat wurde das Flag AT_EXECVE_CHECK hinzugef\u00fcgt, das die \u00dcberpr\u00fcfung der Ausf\u00fchrbarkeit einer Datei erm\u00f6glicht, ohne sie tats\u00e4chlich zu starten, jedoch unter Ber\u00fccksichtigung von Sicherheitsrichtlinien, Zugriffsrechten und aktiven LSM-Modulen. Zur Verwendung in Verbindung mit AT_EXECVE_CHECK wurden die Securebit-Flags SECBIT_EXEC_RESTRICT_FILE und SECBIT_EXEC_DENY_INTERACTIVE vorgeschlagen, die zur Einschr\u00e4nkung der Ausf\u00fchrung von Dateien mit Skripten in interpretierbaren Programmiersprachen verwendet werden k\u00f6nnen. Das Flag SECBIT_EXEC_RESTRICT_FILE fordert Compiler und Interpreter auf, die Option AT_EXECVE_CHECK zur \u00dcberpr\u00fcfung der Ausf\u00fchrbarkeit zu verwenden, w\u00e4hrend das Flag SECBIT_EXEC_DENY_INTERACTIVE die Verarbeitung interaktiver Befehle verbietet. Die Hauptidee der \u00c4nderung besteht darin, Sicherheitsrichtlinien nicht nur auf traditionelle ausf\u00fchrbare Dateien, sondern auch auf Textdateien mit Skripten anzuwenden, die \u00fcber die Ausf\u00fchrung eines Interpreters geladen werden k\u00f6nnen (d.h. das Verbot der Ausf\u00fchrung kann nicht nur bei der Ausf\u00fchrung von '.\/script.sh' umgesetzt werden, sondern auch bei der Ausf\u00fchrung in der Form 'sh script.sh').\n
Auf x86-Systemen wird die Unterst\u00fctzung f\u00fcr gesch\u00fctzte Zeitstempel f\u00fcr Gastbetriebssysteme bereitgestellt, die es nicht erlauben, die Systemuhren des Gastbetriebssystems aus der Hostumgebung zu \u00e4ndern. Diese M\u00f6glichkeit basiert auf dem Mechanismus AMD SEV (Secure Encrypted Virtualization), der in Virtualisierungssystemen zum Schutz eingesetzt wird. virtuellen Maschinen<\/a> gegen Eingriffe von Hypervisoren oder dem Administrator des Host-Systems.\n