[ Pobierz całość w formacie PDF ]
aktualności
Kernel
dział prowadzi: Remigiusz Modrzejewski
l rem@o2.pl
O dokumentacji
Michael Kerrisk, wieloletni opiekun
dokumentacji Linuksa, wygłosił cieka-
wą mowę na szczycie LinuxConf Europe
2007. Traktował w niej o pozytyw-
nym wpływie dokumentacji na jakość
kodu, a pisząc strony podręcznika do róż-
nych podsystemów znalazł w swojej ka-
rierze kilka poważnych błędów. Naj-
poważniejszym z nich był błąd w spli-
ce(), bo można było dzięki niemu zawie-
sić program w stanie, w którym nie dało
się go zabić. Dawało to łatwą możliwość
wykonania piorunującego lokalnego ata-
ku DOS. Większe znaczenie, a także bar-
dziej specyiczne dla piszących dokumen-
tację mają znalezione przez niego niedo-
ciągnięcia projektowe. Przykładem,
którym się posłużył były mlock()
i remap_ile_pages(). Oba wołania syste-
mowe przyjmują, jako wielkość pamię-
ci dowolną liczbę, potem zaokrąglają do
pełnej strony. Problem polega na tym, że
mlock() zaokrągla w górę, a remap_i-
le_pages() w dół. Niekonsekwencje
takie, jak ta utrudniają korzystanie z in-
terfejsów, co w efekcie może prowadzić
do błędów w korzystającym z nich ko-
dzie. Prawdą jest, że dokumentowanie
to jeden z podstawowych etapów każde-
go projektu, a Linux powstaje poprzez
burzliwe dyskusje i szybkie implemen-
tacje. Może warto jednak częściej przy-
siąść i opisać spokojnie, co zamierza się
wykonać.
różni się od systemu Windows, a jedną
z poważniejszych niskopoziomowych róż-
nic jest zarządzanie pamięcią. Ostatnio
użytkownicy, kupujący komputery z komer-
cyjnymi systemami na pokładzie przekonu-
ją się, że mimo posiadania 4GB RAM-u
system ,,widzi” jedynie około 3GB. Co cie-
kawe problem ten występuje także w opar-
tym na Uniksie – Apple OSX. Jednak po-
ważniejszym problemem jest fragmentacja
pamięci. Użytkownicy Windows, którym
zdarza się trzymać system włączony całymi
tygodniami po pewnym czasie obserwują
coraz gorszą jego pracę. Ostatecznie nastę-
pują problemy z alokowaniem pamięci do
programów, mimo iż wolna jej ilość wie-
lokrotnie przewyższa potrzeby. Dzieje się
tak, dlatego że programy potrzebują dużych
i ciągłych obszarów pamięci, te jednak są
poszatkowane przez mniejsze zmienne,
a żaden z tych problemów nie dotyczy Li-
nuksa. Dzieje się tak ze względu na spo-
sób, w jaki Linux zarządza pamięcią. Me-
chanizm nazywa się pamięcią wirtualną,
co sugeruje od razu metodę jego działa-
nia. Programy egzystują w wirtualnej prze-
strzeni adresowej – niezależnej od rzeczy-
wistego rozkładu komórek pamięci w sprzę-
cie. Dzięki temu 32-bitowe programy nadal
są ograniczone do 4GB pamięci, ale każdy
program może zająć swoje osobne 4GB. Nie
grozi również brak ciągłej pamięci – pro-
gram zawsze ją dostanie. Programista nie
musi sobie zdawać sprawy, że to jądro skle-
ja ją z nieciągłych kawałków rzeczywistej
pamięci. Mechanizm jest stabilny i dzia-
ła poprawnie już od wielu lat, z pewnymi
zmianami praktycznie od początku. W prze-
ciągu tych lat ilość RAM-u jaką przecięt-
nie dysponujemy zwiększyła się tysiąckrot-
nie, lecz obsługiwana jest nadal tak samo.
W szczególności oznacza to wykorzysty-
wanie sprzętowych stron pamięci o rozmia-
rze 4 kilobajtów. Stronicowanie co praw-
da większości osób kojarzy się wyłącznie
z przestrzenią wymiany (ang. swap space
zarówno plik, jak i partycja), lecz w Linuk-
sie jest to właśnie podstawowy mechanizm
zarządzania wszelką pamięcią.
Mijają lata, a megabajty przekształci-
ły się w gigabajty, natomiast system zarzą-
dzania pamięcią zaczyna sapać. Nie tyl-
ko ze względu na samą obsługę pamię-
ci, która wciąż jest akceptowalnym narzu-
tem. Największym problemem są urządze-
nia wejścia/wyjścia. Karty sieciowe, prze-
znaczone do wysokich transferów w celu
ograniczenia liczby pakietów, a więc i prze-
rwań – stosują wielkie ramki. Aby przesłać
taką wielką ramkę potrzebny jest ciągły ob-
szar izycznej pamięci, ewentualnie podzie-
lony na jakąś ograniczoną ilość mniejszych.
Systemy plików potrzebują większych blo-
ków na indeksy, aby zmniejszyć ilość ope-
racji wyszukiwania (ang.
seek
– najkosz-
towniejsza czasowo operacja wykonana
przez dysk) przy dostępie do dowolnego
pliku. Ostatecznie TLB (ang.
Translation
Lookaside Buffer
– bufor, odwzorowujący
adresy wirtualne na izyczne wykorzysty-
wane przez pamięć podręczną) w nowych
procesorach Intel ma zaledwie 128 wpisów.
Przy czterokilobajtowej stronie pozwala to
wykorzystać zaledwie pół megabajta cache-
'u, a procesory te posiadają go nawet osiem
razy więcej.
Rozwiązanie nasuwa się samo – pod-
nieść rozmiar tych stron i po kłopocie. Roz-
sądny rozmiar wydaje się oscylować, w za-
leżności od zastosowania, między 8 a 32KB.
Tu jednak niespodzianka – procesory x86
takich rozmiarów nie obsługują. Wielkość
strony ustawić można na kilka różnych
potęg dwójki, lecz nie ma nic między 4KB
a 2MB. Niestety, pomysł ten odpada w przed-
biegach. Alokując po 2MB niezależnie, czy
potrzebny jest megabajt czy kilobajt bar-
dzo szybko zmarnowalibyśmy cały dostęp-
ny RAM. Potrzebne jest rozwiązanie cał-
kowicie programowe, a do tego najlepiej
by było niezależne od tego, na jakiej ar-
chitekturze działa. Oczywiście osoby zaan-
gażowane w rozwój systemu zarządzania
pamięcią zdawały sobie z tego sprawę od
dawna. Spotkali się niedawno na szczycie
w Cambridge, gdzie ustalili kilka sensow-
nych wyjść z tej sytuacji. Jednak, jak się
okazało później, każdy ustalił swoje – bez
wspólnego consensusu – przybliżę te po-
ważniejsze.
Najświeższy pomysł pochodzi od czło-
wieka najdłużej zaangażowanego – Andrea
Arcangeliego, twórcy znacznej części aktu-
alnego kodu pamięci wirtualnej. Jego łatka
CONFIG_PAGE_SHIFT
jest realizacją pro-
stego pomysłu, sugerowanego już wcze-
śniej do jądra 2.4, pod wiele mówiącą na-
zwą
large PAGE_SIZE
. Jak łatwo się do-
myślić, to chodzi o separację pojęcia strony
Sysctl() znowu w niełasce
Już w jądrze 2.6.19 miało dojść do histo-
rycznego aktu – usunięcia wołania sys-
temowego sysctl(). Historycznego nie ze
względu na wagę tego wołania, lecz zła-
manie ABI przestrzeni użytkownika. To
według założeń powinno działać wiecz-
nie, ale samo sysctl() przegrało konkuren-
cję z podsystemem
/proc/sys
i praktycznie
nigdy przez nikogo nie było wykorzysty-
wane. Jako kod jest nieużywany
i rzadko przeglądany, a więc może
w przyszłości ulec jakiemuś przypadko-
wemu uszkodzeniu, a to może zaowoco-
wać poważnym błędem, szkodzącym ca-
łości jądra. Dlatego też Eric Biederman
podjął kolejną próbę uporania się z tą za-
szłością i zaproponował oznaczenie sy-
sctl(), jako przeznaczonego do usunięcia
w 2010 roku. I znowu spotkał się z pro-
testami osób, trzymających się kurczo-
wo zasad. Jak wypomniał Alan Cox, jeśli
ktoś ma praktyczny powód, by w ogóle
korzystać z sysctl(), to jest on na tyle po-
ważny, by nie móc z niego zrezygnować
cokolwiek by się nie działo.
Z drugiej strony Andrew Morton przeko-
nuje, że samo oznaczenie nie jest niczym
strasznym. Przez kilka lat osoby, używa-
jące tego wołania będą konfrontowane
z ostrzeżeniami o planowym usunięciu
– na na koniec zawsze się będzie można
wycofać. Choć dobrze byłoby mieć za
sobą te cykliczne burze w szklance wody.
10
grudzień 2007
Większe strony, większe problemy
J
ak powszechnie wiadomo, Linux bardzo
aktualności
dział prowadzi: Remigiusz Modrzejewski
lrem@o2.pl
Kernel
w jądrze od strony w procesorze. Realizacja
ma być prosta – kilka sąsiednich stron izy-
cznych tworzy jedną stronę logiczną, a wszyst-
kie rozmiary są stałe. W sposób łatwy, lekki
i przyjemny rozwiązuje to wspomniane pro-
blemy (poza niedoborami TLB w Intelach).
Prowadzi jednak do nadmiernego marno-
trawstwa i wewnętrznej fragmentacji. Pro-
blemy te mają być pominięte poprzez me-
chanizm dzielenia mało używanych stron,
lecz nie ma jeszcze do niego ogólnego
przekonania.
Od dawna zaimplementowane jest w ją-
drze trzymanie grup stron, jako sąsiadów
w pamięci izycznej, a jest to wykorzysty-
wane w niektórych sterownikach, lecz ra-
czej nieśmiało – nikt nie gwarantuje moż-
liwości utworzenia takiej grupy (informa-
cje o aktualnie istniejących znajdziemy
w pliku
/proc/buddyinfo
). Stąd też Mel Gor-
man od jakiegoś czasu pracuje nad unika-
niem fragmentacji, a ponad dotychczasowe
rozwiązania wnosi pomysł odróżniania tych
stron, które nie mogą być przeniesione od
tych, które mogą być. W momencie alokacji
grupy stron, jeśli zabraknie na nią sąsied-
nich stron wolnych, to system spróbuje po-
szukać sąsiednich stron wolnych i reloko-
walnych, a zrezygnuje dopiero nie znajdu-
jąc takich. Efekty jego pracy są sukcesyw-
nie, bo po kawałku wprowadzane do kolej-
nych wersji jądra.
Uzupełnieniem pracy Gormana ma być
zestaw łatek Cristopha Lametera, ponie-
waż zaimplementował
mmap()
, operują-
cy na blokach większych niż jedna stro-
na. Rozwiązuje to większość problemów
z wejściem/wyjściem i systemami plików.
Rozwiązanie to zostało poważnie oprote-
stowane. Do poprawnej pracy wymaga cią-
głej dostępności wielokrotnych stron pa-
mięci, której nikt nie gwarantuje. Nawet z
uwzględnieniem unikania fragmentacji sys-
tem może dojść do stanu, w którym nie bę-
dzie mógł przenieść nic więcej by utworzyć
nową grupę.
Łatwo sobie wyobrazić wykorzystanie
takiej podatności w ataku DOS, prowadzą-
cym do całkowitego paraliżu kluczowych
części jądra. Dlatego też, jeśli ten zestaw
łatek zostanie włączony do stabilnego ją-
dra, to będzie od początku dyskryminowa-
ny i obarczony poważnymi ostrzeżeniami
o wszystkich niebezpieczeństwach. Dlatego
pewne nadzieje na dziś wiąże się z
fsblock
Nicka Piggina. Wśród zmian przez niego
wprowadzanych znajduje się umożliwienie
systemom plików korzystania z większych
bloków. Nie ma tu jednak wymogu dostęp-
ności ciągłych grup stron. Zamiast tego uży-
wane jest
vmap()
, aby udostępnić wirtualnie
ciągłą przestrzeń dla
vmalloc()
. Technika ta
wykorzystywana jest już przez XFS. Jednak
vmap()
jest kosztowne samo w sobie, nie
oferując nic by usprawnić wejście/wyjście.
Dlatego też Nick planuje wykorzystywa-
nie rzeczywistych grup stron, zostawiając
vmap()
, jako wyjście awaryjne w razie ich
niedostępności. Jednak łatka, którą przygo-
tował do tej pory już jest przerażająco wiel-
ka. Do tego są to zmiany fundamentalne
i dotykające bardzo wielu miejsc w kodzie
jądra. Jedynym systemem plików, dostoso-
wanym do pracy z nią jest do tej pory naj-
prostszy
Minix
, co i tak wymagało dość du-
żo pracy. Mimo relatywnie ciepłego przy-
jęcia minie dużo czasu zanim zobaczymy
ostateczną wersję
fsblock
.
Powstają i upadają inne pomysły, będą-
ce bardziej lub mniej podobnymi do przed-
stawionych. I choć dyskusja na LKML-u
(ang.
Linux Kernel Mailing List
, miejsce
dyskusji twórców jądra) w ostatnich dniach
ciągnęła się przez kilkaset postów, nadal
nie wiadomo, który kierunek będzie osta-
tecznie obrany. Sprawy nie ułatwia sam
Linux, a można powiedzieć, że staje oko-
niem. Przekonuje, że to na konstruktorach
procesora leży obowiązek wyposażenia go
w TLB odpowiedni do wielkości pamięci
podręcznej.
Aktualne podejście z czterokilobajto-
wymi stronami, czasami grupowanymi w pa-
ry, wydaje mu się słuszne i stabilne. Proble-
my z wydajnością powinno się rozwiązy-
wać, przechodząc na architekturę x86_64.
Na koniec, jak zawsze nie przebierając
w słowach, nazywa ludzi propagujących no-
we pomysły szaleńcami, bo nie powinno
się opierać projektów na sugestiach sza-
leńców. Z przyczyn obiektywnych należy
przypuszczać, że jakaś wariacja, któregoś
z przedstawionych pomysłów wejdzie kie-
dyś w życie. Nie stanie się to za szybko,
a nawet bez sprzeciwu Torvaldsa drobne
zmiany w systemie pamięci wirtualnej nig-
dy nie są przyjmowane szybko. Zmiana tak
fundamentalna będzie potrzebowała wielu
miesięcy testów zanim zostanie zaakcep-
towana.
Sprytniejsze dławienie
Kiedy proces zapisuje coś na dysku, w rze-
czywistości oznacza jedynie pewną ilość
stron pamięci jako brudne (ang.
dirty pa-
ges
) – przeznaczone do transferu na izycz-
ne urządzenie. Procesy mogą tworzyć brud-
ne strony w znacznie szybszym tempie niż
urządzenia je obsłużyć, stąd też pojawia się
konieczność dławienia zapisu (ang.
write
throttling
). Do tej pory działała ona na pro-
stej zasadzie – jeśli ilość brudnych stron w
systemie przekroczy jakiś z góry ustalony li-
mit, proces chcący zabrudzić kolejną stronę
zostaje uśpiony, aż trai ona na dysk. Jednak-
że w praktyce często jest to zbytnie uprosz-
czenie. Najłatwiej sobie wyobrazić sytu-
ację, gdy mamy dwa dyski o różnych szyb-
kościach. Do jednego powstaje kolejka na
tyle potężna, że usypiane są procesy chcą-
ce pisać na prawie bezczynny drugi dysk.
Stąd też Peter Zijlstra zaproponował łatkę
wprowadzającą podział tego limitu na osob-
ne dla każdego urządzenia. Stworzył ponad-
to mechanizm adaptujący te limity do rze-
czywistych prędkości urządzeń – jeśli ja-
kieś urządzenie transferuje brudne strony
szybciej/wolniej niż to by wynikało z jego
przydziału pamięci, to zostaje on odpowied-
nio zwiększony/zmniejszony. Łatki traiły do
testów w gałęzi
-mm
, gdzie ponoć wykaza-
ły skłonność do zawieszania systemów. Jed-
nak pomysł wydaje się dobry i jak wykazały
testy – skuteczny, więc po poprawieniu błę-
dów pewnie wejdzie do gałęzi stabilnej.
C++ jest straszne
Linus Torvalds (tłumaczenie własne):
,,C++ to straszny język. Najstraszniej-
szy ze względu na wielu poniżej-przecięt-
nych programistów w nim programują-
cych. [...] Szczerze, nawet gdyby wybór C
miał służyć jedynie odstraszeniu programi-
stów C++, to samo w sobie byłoby wystar-
czającym powodem by wybrać C”. Następ-
nie wypomina niestabilność i nieprzeność
STL
i
Boost
oraz kiepską wydajność mode-
li abstrakcyjnych. Czyżbym ja też był poni-
żej przeciętnej?
http://article.gmane.org/
gmane.comp.version-control.git/57918
Kto napisał 2.6.23
Na pierwszym miejscu wypływa Ingo Mol-
nar z 152 przyjętymi łatkami. W znacznej
części jest to, dość szybko przyjęty, opisy-
wany już wcześniej CFS oraz... Natychmia-
stowe w nim poprawki. Najwięcej zmienio-
nych linijek przypadło Adrianowi Bunko-
wi, który zajmuje się usuwaniem z jądra ko-
du już niepotrzebnego. Jeśli chodzi o irmy,
na pierwszym miejscu plasuje się niezmien-
nie Red Hat, odpowiadający za około 12%
zmian w jądrze. Więcej linijek zmieniają
jednak hobbyści – 9% łatek, jednak aż 15%
zmian w liniach należy do nich. Sumarycz-
nie do jądra przybyło 430 000 linijek kodu,
ubyło zaś 406 000. Według uproszczonego
modelu COCOMO
(http://pl.wikipedia.org/
wiki/COCOMO)
samo stworzenie nowych
linijek powinno zająć 2670 osobomiesięcy.
http://lwn.net/Articles/250335/
http://lwn.net/Articles/250466/
www.lpmagazine.org
11
[ Pobierz całość w formacie PDF ]