(Nota: aunque con un retraso enorme de medio año, aquí va este post)
Ya se ha anunciado la versión 4.2 de Linux. Esta versión añade el driver amdgpu para GPUs de AMD, un driver virtio para la virtualización de GPU, la nueva API gráfica "atomic modesetting" ya es estable, soporte para usar más de un módulo de seguridad al mismo tiempo, una implementación de spinlock más rápida y escalable, soporte de control de writeback dentro de los cgroups, y la reintroducción del soporte para la arquitectura H3/800. También se han incluido drivers nuevos y muchas otras mejoras y pequeños cambios. La lista completa de cambios, en inglés, puede encontrarse aquí, como siempre.
· Nuevo driver amdgpu para hardware AMD Radeon moderno
Esta versión incluye el driver amdgpu, un nuevo driver para asics AMD VI+. Actualmente soporta Tonga, Iceland y Carrizo, y también contiene una opción para soportar experimentalmente partes CI. Toda la funcionalidad importante está soportada. La gestión energética funciona en Carrizo, pero todavía está en desarrollo para Tonga e Iceland.
Este driver es un punto de partida de cero de AMD para centrar en él su nueva estrategia de apuesta por el software libre: Su propósito es que el único driver para gráficos AMD sea éste; la funcionalidad privativa que existe actualmente en el driver Catalyst será portada al driver o se ejecutará como un binario que se ejecute en espacio de usuario e interactúe con el driver.
· Driver virtio para GPUs
Los drivers virtio son "falsos" drivers diseñados para hacer la comunicación entre huéspedes y anfitriones de virtualización más eficiente. Emular el hardware real es complejo e ineficiente, estos drivers en cambio son conscientes de estar ejecutándose en entornos virtualizados, y ofrecen canales para el intercambio de datos simples y rápidos.
En esta versión se incluye un driver para GPUs virtuales. Puede ser utilizado en máquinas virtuales de QEMU. Por ahora sólo soporta kernel-modesetting; el driver modesetting de X.org es capaz de gestionar el dispositivo perfectamente, y también está disponible el framebuffer para fbcon. Los parches para el soporte en QEMU están siendo revisados. La versión inicial sólo tiene soporta para 2D; el soporte 3D requiere más trabajo en QEMU y será añadido más tarde.
· La API atomic modesetting activada por defecto
Esta versión por fin completa la nueva API atomic modesetting, y la activa por defecto (hasta ahora era experimental y requería ser activada manualmente). Esta API es necesaria para implementar mejor los sistemas gráficos modernos; para más detalles sobre esta API y por qué es necesaria, se recomienda leer estos artículos de LWN: Atomic mode setting design overview, parte 1, y parte 2
· Apilado de módulos de seguridad
Hay varios módulos de seguridad disponibles en Linux, pero sólo se puede usar uno al mismo tiempo. Durante muchísimo tiempo, ha habido desarrolladores que han querido poder utilizar más de un módulo de seguridad al mismo tiempo ("stacking", es decir "apilando" otro módulo tras el primero). Esta versión añade soporte para el "apilado" de módulos de seguridad. Para más detalles, léase Progress in security module stacking
· Una nueva implementación de spinlocks
Esta versión añade soporte en la arquitectura x86 para un nuevo tipo de spinlocks basados en una cola. Esta nueva implementación es capaz de reemplazar la actual implementación por defecto de spinlocks basado en "tickets", sin incrementar el tamaño de la estructura de datos del spinlock.
Este nuevo spinlock tiene un rendimiento ligeramente lejor que el "ticket" en caso de que no haya contención, y su rendimiento puede ser mucho mejor cuando hay contención moderada o alta. Es especialmente útil para máquinas NUMA con al menos 2 sockets; aunque incluso con sólo 2 sockets puede haber mejoras significativas, dependiendo del trabajo a realizar. También puede mejorar el rendimiento de un test de estrés intensivo de E/S e interrupciones hasta un 20%. Para más detalles, leer MCS locks and qspinlocks.
· Soporte de control de writeback dentro de un cgroup
Linux es capaz de limitar a los procesos que están intentando escribir muchas páginas de memoria al disco (writeback). Pero este control es global, y no permite un control personalizado en los cgroups. Esta versión añade soporte para control de writeback a los procesos de un cgroup. Para más detalles, ver Writeback and control groups
· Reintroducción de la arquitectura H8/300
Linux añadió soporte para la arquitectura H8/300 en Linux 2.5.68. Pero fue eliminada en Linux 3.13 por falta de mantenimiento.
En esta versión, se ha vuelto a implementar el soporte para esta arquitectura.
Estas son las novedades principales de este kernel. Como siempre, pueden encontrar la lista completa, y en inglés, en esta página.
31 de marzo de 2016
14 de marzo de 2016
Las novedades de Linux 4.5
Ya se ha anunciado la versión 4.5 de Linux. Esta versión añade una nueva llamada al sistema, copy_file_range(2), que permite copiar archivos sin el coste de transferir los datos a través del espacio de usuario; soporte experimental de la gestión de energía Powerplay en GPUs Radeon modernas; mejoras de escalabilidad en la gestión del espacio libre de Btrfs; soporte para el Undefined Behavior Sanitizer de GCC (-fsanitize=undefined); soporte para Forwarded Error Correction en el objetivo verity del device-mapper, soporte para la bandera MADV_FREE en madvise(); la nueva jerarquía unificada de cgroup ya se considera estable; mejoras de escalabilidad en sockets UDP que hacen uso de SO_REUSEPORT; y mejoras de escalabilidad para epoll. También se han incluido drivers nuevos y muchas otras mejoras y pequeños cambios. La lista completa de cambios, en inglés, puede encontrarse aquí, como siempre.
· Copias más rápidas con la llamada al sistema copy_file_range(2)
Copiar un archivo consiste en leer datos de un archivo a la memoria de un proceso, y luego copiar los datos de esa memoria al archivo destino. No hay nada malo con esta manera de hacer las cosas, pero requiere hacer copias extra de los datos al copiarlos a/desde la memoria del proceso. En esta versión Linux añade una nueva llamada al sistema, copy_file_range(2), que permite copiar un rango de datos de un archivo a otro, evitando el coste mencionado de transferir los datos del kernel al proceso y luego de nuevo al kernel.
Esta llamada al sistema sólo es ligeramente más rápida que cp, porque el coste de hacer las copias apenas es nada, comparado con el tiempo que toma hacer la E/S, pero hay algunos casos en los que puede ayudar mucho. En sistemas de archivos de red, como NFS, copiar los datos implica enviar los datos del servidor al cliente a través de la red, y luego enviarlos de nuevo del cliente al nuevo archivo en el servidor. Pero con copy_file_range(2), el cliente puede ordenar al servidor NFS que copie un rango de datos específico de un archivo a otro, sin transferir los datos a través de la red (para NFS, esto requiere también el soporte de la característica "copia del lado del servidor, presente en el próximo NFSv4.2, y también soportado experimentalmente en esta versión). En próximas versiones, los sistemas de archivos locales como Btrfs, o algunos dispositivos de almacenamiento especializados, podrían usar esta llamada al sistema para optimizar la copia de datos, o se podrían eliminar algunas de las limitaciones actuales (la copia de datos está limitada a archivos que se encuentren en la misma montura y superbloque, y que las copias no sean entre partes del mismo archivo)
· Gestión de energía PowerPlay experimental en el driver amdgpu
Las GPUs modernas arrancan en modo de bajo consumo y rendimiento, y necesitan alterar dinámicamente su frecuencia para funcionar en los modos que proporcionan el mejor rendimiento. Pero eso no puede hacerse sin gestión de energía. Esta versión incorpora soporte de Powerplay en el driver amdgpu para GPUs Tonga y Fiji, y APUs integradas Carrizo y Stoney.
Powerplay es el nombre dado por AMD al sistema de gestión de energía presente en varias de sus GPUs y APUs y soportado en el driver propietario Catalyst, y ahora aspira a reemplazar la actual gestión de energía del driver amdgpu. En las GPUs soportadas el rendimiento será mucho más alto.
Powerplay no está activado por defecto en todos los tipos de hardware soportado debido a su carácter experimental, en esos casos puede intentar forzarse su uso con la opción del kernel "amdgpu.powerplay=1".
· Mejoras de escalabilidad en la gestión del espacio libre de Btrfs
Los sistemas de archivos necesitan mantener un registro de los bloques que están en uso y de los que no. También necesitan almacenar información sobre el espacio libre en algún lado, porque regenerarlo de cero cuesta demasiado. Btrfs ha tenido la capacidad de almacenar un caché del espacio libre desde 2.6.37, pero la implementación se ha convertido en un cuello de botella de escalabilidad en los sistemas de archivos grandes (+30T) y ocupados.
Esta versión incluye una nueva y experimental implementación del caché de espacio libre, que es más ligero y resuelve los problemas de escalabilidad citados. Este nuevo sistema es experimental, y no está activado por defecto. Puede ser activado con la opción de montaje -o space_cache=v2. La primera vez que se utilice esta opción, se creará el nuevo caché de espacio libre y se activará una bandera de sólo lectura (los kernels antiguos podrán leer, pero no escribir, al sistema de archivos). Es posible revertir el cambio y volver al caché antiguo (y eliminar la bandera de sólo lectura) utilizando la opción de montaje -o clear_cache,space_cache=v1.
· Soporte para el Undefined Behaviour Sanitizer de GCC (-fsanitize=undefined)
UBSAN (Undefined Behaviour SANitizer) es una herramienta de depuración disponible en GCC a partir de la versión 4.9 (ver -fsanitize=undefined documentation). Se trata de una funcionalidad que inserta código durante la compilación que hace comprobaciones en tiempo de ejecución para detectar situaciones que podrían causar comportamientos indefinidos. Comportamiento indefinido significa que las semánticas de ciertas operaciones no están definidas y el compilador asume que esas operaciones no se dan y que el programador se preocupará de evitarlas, pero de ocurrir la aplicación puede producir resultados equivocados, estrellarse, o incluso producir agujeros de seguridad; ejemplos de comportamientos indefinidos son el uso de una variable no estática antes de ser inicializada, división de un entero por cero, desbordamiento de enteros con signo, desreferenciación de punteros NULL, etc.
En esta versión, Linux soporte la posibilidad de compilar el kernel con la funcionalidad Undefined Behavior Sanitizer activada, con las opciones de -fsanitize: shift, integer-divide-by-zero, unreachable, vla-bound, null, signed-integer-overflow, bounds, object-size, returns-nonnull-attribute, bool, enum y, opcionalmente, alignment. La mayor parte del trabajo lo hace el compilador, el kernel se limita a mostrar los errores.
· Soporte de Forwarded Error Correction en el target verity del device-mapper
El target "verity" del device-mapper, utilizado por plataformas populares como Android o Netflix, fue incluido en Linux 3.4, y permite comprobar que un sistema de archivos no ha sido modificado, comprobando cada lectura del sistema de archivos con una lista de hashes criptográficos.
Esta versión añade soporte de Forward Error Correction para el target verity. Esta característica hace posible recuperarse de varios bloques de datos corrompidos, utilizando unos bloques pre-generados de correción de errores, que no ocupan demasiado espacio y pueden ser utilizados para reconstruir los bloques dañados. Esta técnica, utilizada en DVDs, discos duros o transmisiones satélite, permitirá seguir utilizando un sistema de archivos de un target verity que esté ubicado en un medio de almacenamiento que esté ligeramente dañado.
· Añadir la bandera MADV_FREE a madvise(2)
madvise(2) es una llamada al sistema utilizada por los procesos para decirle al kernel cómo van a utilizar su memoria, permitiendo al kernel, de ese modo, optimizar la gestión de memoria de acuerdo con las pistas proporcionadas, para alcanzar un mejor rendimiento del sistema.
Cuando una aplicación quiere decir al kernel que no va a utilizar un rango de memoria en un futuro cercano, puede usar la bandera MADV_DONTNEED, de manera que el kernel puede liberar los recursos de memoria asociados a ese rango. Los accesos subsiguientes tendrán éxito, pero sus consecuencia serán o bien recargar la memoria con datos del archivo mapeado, o páginas puestas a cero para los mapeados que no estén respaldados por archivos. Pero hay algunos tipos de aplicaciones (notablemente, asignadores de memoria de librerías) que pueden reusar ese rango de memoria, y MADV_DONTNEED fuerza a que incurran en el coste de hacer un fallo de página, asignación de una página, rellenarla con ceros, etc. Para evitar esa sobrecarga, otros sistemas operativos como los BSDs han soportado MADV_FREE, que simplemente marca las páginas como disponibles para ser liberadas, pero sin liberarlos inmediatamente, y por lo tanto permitiendo reusar la memoria en un corto espacio de tiempo sin incurrir en el coste de un fallo de página.
· Mejor escalabilidad multihilo en epoll
Cuando se añaden múltiples descriptores de archivo de epoll a una sóla fuente de eventos compartida entre todos, se añaden de modo que un evento puede despertar a todos los descriptores de archivo de epoll, lo cual crea un problema de escalabilidad cuando se utilizan muchísimos descriptores de archivo desde muchos hilos.
Esta versión añade una nueva bandera, EPOLLEXCLUSIVE, que puede pasarse como parte del argumento 'event' durante una operación EPOLL_CTL_ADD con epoll_ctl(2). Esta nueva bandera permite que las notificaciones de eventos no despierten a todos los descriptores de archivo. En una versión modificada de Enduro/X, el uso de la bandera 'EPOLLEXCLUSIVE' redujo la longitud de esta carga particular de 860s a 24s.
· La jerarquía unificada de cgroup se considera estable
cgroups, o grupos de control, son una característica introducida en Linux 2.6.24 que permite asignar recursos (como tiempo de CPU, memoria, ancho de banda) entre grupos de procesos definidos por el usuario. En su primera implementatión, los cgroups permitían un número arbitrario de jerarquías de procesos y cada jerarquía podía albergar cualquier número de controladores. Este modo de operar proporcionaba mucha flexibilidad, pero en la práctica tenía una serie de problemas, así que en Linux 3.16 se incluyó una uneva jerarquía unificada, pero experimental, y sólo disponible con la opción de montaje -o __DEVEL__sane_behavior.
En esta versión, la jerarquía unificada ya se considera estable, y ya no se esconde tras esa opción de montaje especial. Puede ser montada con el tipo de archivo cgroup2 (desgraciadamente, el controlador de cpu no ha llegado a ser incluído en esta versión, sólo los controladores de memoria y E/S están disponibles). Para mas detalles sobre cgroup2 y una justificación detallada sobre la migración a la jerarquía unificada, ver la documentación de cgroup2.
· Mejoras de rendimiento para sockets UDP que usen SO_REUSEPORT
SO_REUSEPORT es una opción de socket disponible desde Linux 3.9 que permite que múltiples sockets de escucha se "enganchen" al mismo puerto. La motivación tras el desarrollo de SO_REUSEPORT serían casos de uso tales como un servidor web escuchando en el puerto 80, y ejecutando múltiples hilos, cada uno con su propio socket.
En esta versión, Linux incluye dos optimizaciones para SO_REUSEPORT (en esta versión, sólo para sockets UDP):
· Hay dos nuevas opciones de socket para sockets SO_REUSEPORT: SO_ATTACH_REUSEPORT_CBPF y SO_ATTACH_REUSEPORT_EBPF. Esas opciones permiten definir un programa BPF clásico o extendido, que defina cómo los paquetes se asignan a los sockets que están esperando en el grupo de sockets SO_REUSEPORT.
· Búsqueda más rápida al seleccionar un socket SO_REUSEPORT para un paquete entrante. Anteriormente, el proceso de búsqueda necesitaba iterar por todos los sockets, en esta versión se puede encontrar un candidato mucho más rápido.
· Mejor gestión del uso de memoria de los sockets en el controlador de memoria
En anteriores versiones, los buffers de los sockets se contaban en el controlador de memoria de los cgroup por separado, sin ninguna presión que igualara entre la memoria anónima, el caché de páginas, y los buffers de sockets. Cuando se acababa la memoria de la reserva de buffers de socket, las asignaciones de buffers fallaban y el rendimiento de la red se hundía, al margen de que aun hubiera memoria disponible en el grupo o no. Del mismo modo, la memoria anónima u otros caches no podían hacer uso de la reserva para buffers de sockets que no estuviese siendo usada. Por esta razón, esta característica no podía ser usada con fiabilidad en muchas aplicaciones de la vida real.
En esta versión, el nuevo controlador de memoria unificado tendrá en cuenta todos los tipos de memoria a su cargo. Cuando haya poca memoria, la VM reclamará y reducirá y presionará en cualquier consumidor de memoria. Cuando la VM tenga problemas liberando memoria, la pila de red detendrá los incrementos en los "transmit windows" del cgroup. Para evitar la gestión de memoria de los sockets de buffer, es posible usar la opción del kernel cgroup.memory=nosocket.
Estas son las novedades principales de este kernel. Como siempre, pueden encontrar la lista completa, y en inglés, en esta página.
· Copias más rápidas con la llamada al sistema copy_file_range(2)
Copiar un archivo consiste en leer datos de un archivo a la memoria de un proceso, y luego copiar los datos de esa memoria al archivo destino. No hay nada malo con esta manera de hacer las cosas, pero requiere hacer copias extra de los datos al copiarlos a/desde la memoria del proceso. En esta versión Linux añade una nueva llamada al sistema, copy_file_range(2), que permite copiar un rango de datos de un archivo a otro, evitando el coste mencionado de transferir los datos del kernel al proceso y luego de nuevo al kernel.
Esta llamada al sistema sólo es ligeramente más rápida que cp, porque el coste de hacer las copias apenas es nada, comparado con el tiempo que toma hacer la E/S, pero hay algunos casos en los que puede ayudar mucho. En sistemas de archivos de red, como NFS, copiar los datos implica enviar los datos del servidor al cliente a través de la red, y luego enviarlos de nuevo del cliente al nuevo archivo en el servidor. Pero con copy_file_range(2), el cliente puede ordenar al servidor NFS que copie un rango de datos específico de un archivo a otro, sin transferir los datos a través de la red (para NFS, esto requiere también el soporte de la característica "copia del lado del servidor, presente en el próximo NFSv4.2, y también soportado experimentalmente en esta versión). En próximas versiones, los sistemas de archivos locales como Btrfs, o algunos dispositivos de almacenamiento especializados, podrían usar esta llamada al sistema para optimizar la copia de datos, o se podrían eliminar algunas de las limitaciones actuales (la copia de datos está limitada a archivos que se encuentren en la misma montura y superbloque, y que las copias no sean entre partes del mismo archivo)
· Gestión de energía PowerPlay experimental en el driver amdgpu
Las GPUs modernas arrancan en modo de bajo consumo y rendimiento, y necesitan alterar dinámicamente su frecuencia para funcionar en los modos que proporcionan el mejor rendimiento. Pero eso no puede hacerse sin gestión de energía. Esta versión incorpora soporte de Powerplay en el driver amdgpu para GPUs Tonga y Fiji, y APUs integradas Carrizo y Stoney.
Powerplay es el nombre dado por AMD al sistema de gestión de energía presente en varias de sus GPUs y APUs y soportado en el driver propietario Catalyst, y ahora aspira a reemplazar la actual gestión de energía del driver amdgpu. En las GPUs soportadas el rendimiento será mucho más alto.
Powerplay no está activado por defecto en todos los tipos de hardware soportado debido a su carácter experimental, en esos casos puede intentar forzarse su uso con la opción del kernel "amdgpu.powerplay=1".
· Mejoras de escalabilidad en la gestión del espacio libre de Btrfs
Los sistemas de archivos necesitan mantener un registro de los bloques que están en uso y de los que no. También necesitan almacenar información sobre el espacio libre en algún lado, porque regenerarlo de cero cuesta demasiado. Btrfs ha tenido la capacidad de almacenar un caché del espacio libre desde 2.6.37, pero la implementación se ha convertido en un cuello de botella de escalabilidad en los sistemas de archivos grandes (+30T) y ocupados.
Esta versión incluye una nueva y experimental implementación del caché de espacio libre, que es más ligero y resuelve los problemas de escalabilidad citados. Este nuevo sistema es experimental, y no está activado por defecto. Puede ser activado con la opción de montaje -o space_cache=v2. La primera vez que se utilice esta opción, se creará el nuevo caché de espacio libre y se activará una bandera de sólo lectura (los kernels antiguos podrán leer, pero no escribir, al sistema de archivos). Es posible revertir el cambio y volver al caché antiguo (y eliminar la bandera de sólo lectura) utilizando la opción de montaje -o clear_cache,space_cache=v1.
· Soporte para el Undefined Behaviour Sanitizer de GCC (-fsanitize=undefined)
UBSAN (Undefined Behaviour SANitizer) es una herramienta de depuración disponible en GCC a partir de la versión 4.9 (ver -fsanitize=undefined documentation). Se trata de una funcionalidad que inserta código durante la compilación que hace comprobaciones en tiempo de ejecución para detectar situaciones que podrían causar comportamientos indefinidos. Comportamiento indefinido significa que las semánticas de ciertas operaciones no están definidas y el compilador asume que esas operaciones no se dan y que el programador se preocupará de evitarlas, pero de ocurrir la aplicación puede producir resultados equivocados, estrellarse, o incluso producir agujeros de seguridad; ejemplos de comportamientos indefinidos son el uso de una variable no estática antes de ser inicializada, división de un entero por cero, desbordamiento de enteros con signo, desreferenciación de punteros NULL, etc.
En esta versión, Linux soporte la posibilidad de compilar el kernel con la funcionalidad Undefined Behavior Sanitizer activada, con las opciones de -fsanitize: shift, integer-divide-by-zero, unreachable, vla-bound, null, signed-integer-overflow, bounds, object-size, returns-nonnull-attribute, bool, enum y, opcionalmente, alignment. La mayor parte del trabajo lo hace el compilador, el kernel se limita a mostrar los errores.
· Soporte de Forwarded Error Correction en el target verity del device-mapper
El target "verity" del device-mapper, utilizado por plataformas populares como Android o Netflix, fue incluido en Linux 3.4, y permite comprobar que un sistema de archivos no ha sido modificado, comprobando cada lectura del sistema de archivos con una lista de hashes criptográficos.
Esta versión añade soporte de Forward Error Correction para el target verity. Esta característica hace posible recuperarse de varios bloques de datos corrompidos, utilizando unos bloques pre-generados de correción de errores, que no ocupan demasiado espacio y pueden ser utilizados para reconstruir los bloques dañados. Esta técnica, utilizada en DVDs, discos duros o transmisiones satélite, permitirá seguir utilizando un sistema de archivos de un target verity que esté ubicado en un medio de almacenamiento que esté ligeramente dañado.
· Añadir la bandera MADV_FREE a madvise(2)
madvise(2) es una llamada al sistema utilizada por los procesos para decirle al kernel cómo van a utilizar su memoria, permitiendo al kernel, de ese modo, optimizar la gestión de memoria de acuerdo con las pistas proporcionadas, para alcanzar un mejor rendimiento del sistema.
Cuando una aplicación quiere decir al kernel que no va a utilizar un rango de memoria en un futuro cercano, puede usar la bandera MADV_DONTNEED, de manera que el kernel puede liberar los recursos de memoria asociados a ese rango. Los accesos subsiguientes tendrán éxito, pero sus consecuencia serán o bien recargar la memoria con datos del archivo mapeado, o páginas puestas a cero para los mapeados que no estén respaldados por archivos. Pero hay algunos tipos de aplicaciones (notablemente, asignadores de memoria de librerías) que pueden reusar ese rango de memoria, y MADV_DONTNEED fuerza a que incurran en el coste de hacer un fallo de página, asignación de una página, rellenarla con ceros, etc. Para evitar esa sobrecarga, otros sistemas operativos como los BSDs han soportado MADV_FREE, que simplemente marca las páginas como disponibles para ser liberadas, pero sin liberarlos inmediatamente, y por lo tanto permitiendo reusar la memoria en un corto espacio de tiempo sin incurrir en el coste de un fallo de página.
· Mejor escalabilidad multihilo en epoll
Cuando se añaden múltiples descriptores de archivo de epoll a una sóla fuente de eventos compartida entre todos, se añaden de modo que un evento puede despertar a todos los descriptores de archivo de epoll, lo cual crea un problema de escalabilidad cuando se utilizan muchísimos descriptores de archivo desde muchos hilos.
Esta versión añade una nueva bandera, EPOLLEXCLUSIVE, que puede pasarse como parte del argumento 'event' durante una operación EPOLL_CTL_ADD con epoll_ctl(2). Esta nueva bandera permite que las notificaciones de eventos no despierten a todos los descriptores de archivo. En una versión modificada de Enduro/X, el uso de la bandera 'EPOLLEXCLUSIVE' redujo la longitud de esta carga particular de 860s a 24s.
· La jerarquía unificada de cgroup se considera estable
cgroups, o grupos de control, son una característica introducida en Linux 2.6.24 que permite asignar recursos (como tiempo de CPU, memoria, ancho de banda) entre grupos de procesos definidos por el usuario. En su primera implementatión, los cgroups permitían un número arbitrario de jerarquías de procesos y cada jerarquía podía albergar cualquier número de controladores. Este modo de operar proporcionaba mucha flexibilidad, pero en la práctica tenía una serie de problemas, así que en Linux 3.16 se incluyó una uneva jerarquía unificada, pero experimental, y sólo disponible con la opción de montaje -o __DEVEL__sane_behavior.
En esta versión, la jerarquía unificada ya se considera estable, y ya no se esconde tras esa opción de montaje especial. Puede ser montada con el tipo de archivo cgroup2 (desgraciadamente, el controlador de cpu no ha llegado a ser incluído en esta versión, sólo los controladores de memoria y E/S están disponibles). Para mas detalles sobre cgroup2 y una justificación detallada sobre la migración a la jerarquía unificada, ver la documentación de cgroup2.
· Mejoras de rendimiento para sockets UDP que usen SO_REUSEPORT
SO_REUSEPORT es una opción de socket disponible desde Linux 3.9 que permite que múltiples sockets de escucha se "enganchen" al mismo puerto. La motivación tras el desarrollo de SO_REUSEPORT serían casos de uso tales como un servidor web escuchando en el puerto 80, y ejecutando múltiples hilos, cada uno con su propio socket.
En esta versión, Linux incluye dos optimizaciones para SO_REUSEPORT (en esta versión, sólo para sockets UDP):
· Hay dos nuevas opciones de socket para sockets SO_REUSEPORT: SO_ATTACH_REUSEPORT_CBPF y SO_ATTACH_REUSEPORT_EBPF. Esas opciones permiten definir un programa BPF clásico o extendido, que defina cómo los paquetes se asignan a los sockets que están esperando en el grupo de sockets SO_REUSEPORT.
· Búsqueda más rápida al seleccionar un socket SO_REUSEPORT para un paquete entrante. Anteriormente, el proceso de búsqueda necesitaba iterar por todos los sockets, en esta versión se puede encontrar un candidato mucho más rápido.
· Mejor gestión del uso de memoria de los sockets en el controlador de memoria
En anteriores versiones, los buffers de los sockets se contaban en el controlador de memoria de los cgroup por separado, sin ninguna presión que igualara entre la memoria anónima, el caché de páginas, y los buffers de sockets. Cuando se acababa la memoria de la reserva de buffers de socket, las asignaciones de buffers fallaban y el rendimiento de la red se hundía, al margen de que aun hubiera memoria disponible en el grupo o no. Del mismo modo, la memoria anónima u otros caches no podían hacer uso de la reserva para buffers de sockets que no estuviese siendo usada. Por esta razón, esta característica no podía ser usada con fiabilidad en muchas aplicaciones de la vida real.
En esta versión, el nuevo controlador de memoria unificado tendrá en cuenta todos los tipos de memoria a su cargo. Cuando haya poca memoria, la VM reclamará y reducirá y presionará en cualquier consumidor de memoria. Cuando la VM tenga problemas liberando memoria, la pila de red detendrá los incrementos en los "transmit windows" del cgroup. Para evitar la gestión de memoria de los sockets de buffer, es posible usar la opción del kernel cgroup.memory=nosocket.
Estas son las novedades principales de este kernel. Como siempre, pueden encontrar la lista completa, y en inglés, en esta página.
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