{"id":101123,"date":"2021-08-30T10:22:49","date_gmt":"2021-08-30T08:22:49","guid":{"rendered":"https:\/\/prohoster.info\/blog\/novosti-interneta\/reliz-yadra-linux-5-14"},"modified":"2021-08-30T10:22:49","modified_gmt":"2021-08-30T08:22:49","slug":"reliz-yadra-linux-5-14","status":"publish","type":"post","link":"https:\/\/prohoster.info\/it\/blog\/news\/reliz-yadra-linux-5-14","title":{"rendered":"Rilascio del kernel Linux 5.14","gt_translate_keys":[{"key":"rendered","format":"text"}]},"content":{"rendered":"
Dopo due mesi di sviluppo, Linus Torvalds ha presentato il rilascio del kernel Linux 5.14. Tra le modifiche pi\u00f9 significative ci sono: le nuove chiamate di sistema quotactl_fd() e memfd_secret(), la rimozione dei driver ide e raw, un nuovo controllore delle priorit\u00e0 di input\/output per cgroup, la modalit\u00e0 di pianificazione dei task SCHED_CORE e l'infrastruttura per la creazione di caricamenti di programmi BPF verificati. <\/p>\n
La nuova versione include 15883 correzioni da 2002 sviluppatori, la dimensione della patch \u00e8 di 69 MB (le modifiche hanno interessato 12580 file, aggiungendo 861501 righe di codice e rimuovendo 321654 righe). Circa il 47% delle modifiche presentate in 5.14 sono correlate ai driver di dispositivo, circa il 14% delle modifiche riguarda l'aggiornamento del codice specifico per architetture hardware, il 13% \u00e8 legato allo stack di rete, il 3% ai file system e il 3% ai sottosistemi interni del kernel. <\/p>\n
Novit\u00e0 principali: <\/p>\n
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Sottosistema disco, I\/O e file system<\/b>\n
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Per cgroup \u00e8 stato implementato un nuovo controller di priorit\u00e0 per l'input\/output - rq-qos, che pu\u00f2 gestire la priorit\u00e0 del trattamento delle richieste ai dispositivi a blocchi, generate dai partecipanti di ogni cgroup. Il supporto per il nuovo controller di priorit\u00e0 \u00e8 stato aggiunto allo scheduler di input\/output mq-deadline.\n
Nel filesystem ext4 \u00e8 stata implementata una nuova chiamata ioctl, EXT4_IOC_CHECKPOINT, che forza il salvataggio su disco di tutte le transazioni in attesa dal log e dei relativi buffer, oltre a riscrivere l'area utilizzata dal log nella memoria. Questa modifica \u00e8 stata preparata nell'ambito di un'iniziativa per prevenire perdite di informazioni dai filesystem.\n
In Btrfs sono state apportate ottimizzazioni delle prestazioni: escludendo la registrazione superflua di attributi estesi durante l'esecuzione di fsync, le prestazioni delle operazioni intensive su attributi estesi sono aumentate fino al 17%. Inoltre, durante le operazioni di troncamento che non interessano gli extent, \u00e8 stata disabilitata la sincronizzazione completa, riducendo il tempo di esecuzione dell'operazione del 12%. \u00c8 stata aggiunta una configurazione in sysfs per limitare la larghezza di banda I\/O durante il controllo del FS. Sono state aggiunte chiamate ioctl per annullare le operazioni di ridimensionamento e rimozione del dispositivo.\n
In XFS \u00e8 stata riprogettata l'implementazione della cache dei buffer, che ora utilizza l'allocazione delle pagine di memoria in modalit\u00e0 batch. \u00c8 stata migliorata l'efficienza della cache.\n
In F2FS, an option for read-only mode has been added, and a cache mode for compressed blocks (compress_cache) has been implemented to enhance random read performance. Support for file compression reflected in memory using mmap() has been added. A new mounting option, nocompress, has been proposed for selectively disabling file compression based on a mask.\n
In the exFAT driver, work has been done to improve compatibility with storage from some digital cameras.\n
A system call, quotactl_fd(), has been added, allowing quota management not through a special device file but via the specification of a file descriptor associated with the file system for which the quota applies.\n
Old drivers for block devices with the IDE interface have been removed from the kernel, which have long been replaced by the libata subsystem.\n
Dal kernel \u00e8 stato rimosso il driver \u00abraw\u00bb, che forniva accesso non bufferizzato ai dispositivi a blocchi tramite l'interfaccia \/dev\/raw. Tale funzionalit\u00e0 \u00e8 stata a lungo implementata nelle applicazioni utilizzando il flag O_DIRECT. <\/ul>\n
Memoria e servizi di sistema<\/b>\n
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Nel pianificatore delle attivit\u00e0 \u00e8 stata implementata una nuova modalit\u00e0 di pianificazione SCHED_CORE, che consente di gestire quali processi possono essere eseguiti insieme su un unico core CPU. A ciascun processo pu\u00f2 essere assegnato un identificatore cookie, che definisce l'area di fiducia tra i processi (ad esempio, l'appartenenza a un singolo utente o contenitore). Durante l'esecuzione del codice, il pianificatore pu\u00f2 garantire la condivisione di un core CPU solo per i processi associati a un unico proprietario, il che pu\u00f2 essere utilizzato per bloccare alcuni attacchi di tipo Spectre prevenendo l'esecuzione in un singolo thread SMT (Hyper Threading) di attivit\u00e0 fidate e non fidate.\n
Per cgroup \u00e8 stato implementato il supporto all'operazione kill, che consente di terminare in una sola volta tutti i processi associati al gruppo (inviando SIGKILL) scrivendo \u00ab1\u00bb nel file virtuale cgroup.kill.\n
Ampliate le funzionalit\u00e0 relative alla gestione delle scoperte di blocchi divisi (\u00absplit lock\u00bb), che si verificano quando si accede a dati non allineati in memoria, poich\u00e9 durante l'esecuzione di un'istruzione atomica, i dati attraversano due linee di cache della CPU. Questi blocchi portano a una significativa diminuzione delle prestazioni, pertanto in precedenza era prevista la possibilit\u00e0 di forzare la chiusura dell'applicazione che aveva causato il blocco. Nella nuova versione \u00e8 stato aggiunto un parametro della riga di comando del kernel \u00absplit_lock_detect=ratelimit:N\u00bb, che consente di definire il limite di intensit\u00e0 delle operazioni di blocco al secondo, oltre il quale qualsiasi processo che diventa sorgente di un blocco diviso, invece di essere terminato, sar\u00e0 forzato a fermarsi per 20 ms.\n
Nel controller di bandwidth CFS (CFS bandwidth controller), che determina quanto tempo CPU pu\u00f2 essere assegnato a ciascun cgroup, \u00e8 stata implementata la possibilit\u00e0 di stabilire limiti vincolati da un intervallo di tempo, permettendo una migliore regolazione dei carichi sensibili alla latenza. Ad esempio, impostando cpu.cfs_quota_us a 50000 e cpu.cfs_period_us a 100000, il gruppo di processi avr\u00e0 la possibilit\u00e0 di utilizzare 50 ms di tempo CPU ogni 100 ms.\n
\u00c8 stata aggiunta l'infrastruttura iniziale per la creazione di caricamenti di programmi BPF, che in seguito consentir\u00e0 il caricamento solo di programmi BPF firmati con una chiave digitale affidabile.\n
\u00c8 stata aggiunta una nuova operazione futex FUTEX_LOCK_PI2, che utilizza un timer monotono per calcolare il timeout, tenendo conto del tempo trascorso dal sistema in modalit\u00e0 sleep.\n
Per l'architettura RISC-V \u00e8 stato implementato il supporto per le grandi pagine di memoria (Transparent Huge-Pages) e la possibilit\u00e0 di utilizzare il meccanismo KFENCE per rilevare errori nella gestione della memoria.\n
Alla chiamata di sistema madvise(), che fornisce mezzi per ottimizzare la gestione della memoria del processo, sono stati aggiunti i flag MADV_POPULATE_READ e MADV_POPULATE_WRITE per generare \u00abpage fault\u00bb in tutte le pagine di memoria, riflettenti per operazioni di lettura o scrittura, senza eseguire effettivamente la lettura o la scrittura (prefault). L'uso dei flag pu\u00f2 essere utile per ridurre le latenze durante l'esecuzione del programma, grazie all'esecuzione anticipata del gestore \u00abpage fault\u00bb in una sola volta per tutte le pagine non allocate, senza attendere l'effettivo accesso ad esse.\n
Nel sistema di unit testing kunit \u00e8 stata aggiunta la supporto per l'esecuzione dei test in ambienti QEMU.\n
Aggiunti nuovi tracer: \u00abosnoise\u00bb per monitorare i ritardi nelle applicazioni causati dall'elaborazione delle interruzioni, e \u00abtimerlat\u00bb per offrire dettagli sui ritardi durante gli eventi di risveglio a causa della segnalazione di un timer. <\/ul>\n
Virtualizzazione e sicurezza<\/b>\n
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\u00c8 stata aggiunta la chiamata di sistema memfd_secret(), che consente di creare un'area di memoria privata in uno spazio indirizzi isolato, visibile solo al processo proprietario, non riflessa in altri processi e direttamente inaccessibile al kernel.\n
Nel sistema di filtraggio delle chiamate di sistema seccomp, l'estrazione dei gestori di blocco nello spazio utente consente l'uso di un'unica operazione atomica per creare un descrittore di file per il compito isolato e la sua restituzione durante la gestione della chiamata di sistema. L'operazione proposta risolve il problema del'interruzione del gestore nello spazio utente all'arrivo di un segnale.\n
\u00c8 stato aggiunto un nuovo meccanismo per gestire il limite delle risorse nello spazio dei nomi degli identificatori utente, che collega i contatori rlimit specifici all'utente nel \u00abuser namespace\u00bb. Questa modifica risolve il problema relativo all'uso di contatori di risorse condivisi quando un utente avvia processi in diversi contenitori.\n