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Linux : le noyau 2. En avril , c'est la version 2. Au menu : nouvelles technologies, optimisations, supports matériels améliorés et corrections de bogues. Pour beaucoup, Linux est un système d'exploitation. Bref rappel, le but du projet GNU, lancé en , était de créer un système d'exploitation composé uniquement de logiciels libres. Revenons-en à nos moutons : un noyau gère les composants d'un ordinateur et leur permet de communiquer entre eux.

Nom:le kernel-2.6.25
Format:Fichier D’archive
Système d’exploitation:Windows, Mac, Android, iOS
Licence:Usage Personnel Seulement
Taille:49.30 MBytes



J'ai confiance dans le fait que ce cycle noyau ne sera pas aussi douloureux que le précédent et c'est pour ça que je vais profiter de ce long week-end et rester sur la plage. Soyez gentils pendant que je sirote mon Mai Tai. Celui avec un parasol. Linus PS : En Oregon nous n'utilisons pas ces mignons petits parasols en papier. Nous on a les bons gros parasols pour être sûr et certain que nos boissons ne sont pas trop délayées par de l'eau.

Ah les plages de l'Oregon en février! Linus a eu raison et les releases candidates suivantes sont apparues à l'heure dite sans problèmes particuliers. Entre le 24 février et le 9 mars les RC-3 , RC-4 et RC-5 ont été annoncées avec à chaque fois la visualisation "managériale" générée par Git que Linus semble apprécier particulièrement.

La RC-6 a été un peu plus longue: "Bon j'ai perdu un jour et demi cette semaine à cause d'un de mes disques qui a décidé d'avoir des erreurs de lecture à la suite d'une malencontreuse coupure de courant. J'ai dû passer pas mal de temps à reconstruire mon environnement normal mais je ne pense pas avoir perdu le moindre mail.

Le premier avril a été annoncée la RC-8 qui devait être la dernière version candidate avant que Linus n'annonce le 11 avril la sortie d'une RC-9 : "Je n'ai vraiment pas envie de faire ça et j'avais en fait l'espoir de fournir le noyau 2.

La raison de ce retard du 2. Je voulais sortir quelque chose cette semaine mais je ne me sentais pas confiant au point de faire une version finale.

Cela dit, je pense que, quoi qu'il en soit, je vais sortir le 2. À un moment donné cela devra devenir une question relevant des versions 2. X et les développeurs ayant du code de prévu pour la prochaine version pourront commencer à l'envoyer. Linus PS. La dernière semaine a été un peu frustrante. Donc, si je me suis comporté de façon encore moins polie que d'habitude en public ou dans des e-mails privés, je vous fait mes excuses. Les intéressés se reconnaîtront. Ces deux modules de sécurité utilisent l'infrastructure LSM afin de permettre des restrictions d'accès très spéciales pour améliorer la résistance aux attaques et définir des politiques de sécurité lors de l'utilisation.

Traditionnellement les systèmes de type Unix se basent sur des architectures DAC Discretionary access control c'est à dire que les actions sont autorisées en fonction de l'identité du demandeur ou du groupe auquel il appartient. Avec les architectures MAC Mandatory access control on ne se base plus sur l'identité du demandeur mais sur des attributs étendus qui sont attachés aux différents objets du système les fichiers, les répertoires, les ports SELinux est un module très puissant mais il est malheureusement assez complexe à configurer et à gérer au quotidien.

En dépit des efforts méritoires de ses promoteurs pour simplifier son utilisation au fil du temps, il y a toujours eu un mécontentement chez une partie des utilisateurs. Ces derniers ont exercé une pression afin qu'une solution plus simple apparaisse et SMACK est le résultat de cette pression.

Bien entendu la complexité de SELinux est inhérente à la définition d'une politique de sécurité complète et cohérente et SMACK paye sa simplicité par une moindre puissance et une moindre généralité. SMACK restreint l'accès en fonction du label attaché au sujet et du label attaché à l'objet auquel le sujet essaye d'accéder. C'est cette syntaxe qui constitue la grande simplification par rapport à son concurrent SELinux avec également la disparition de la possibilité du contrôle d'accès à base de rôles.

Seule la comparaison de règles est possible et il n'y a pas de caractère joker ou de gestion des expressions régulières. Selon eux il suffisait d'encapsuler SELinux dans une couche destinée à cacher sa complexité plutôt que d'ajouter une toute nouvelle infrastructure de sécurité.

Les discussions sur la liste de diffusion ont été chaudes et James Morris, l'un des développeurs de SElinux, a été particulièrement opiniâtre. Mais franchement je m'attends à ce que l'enfer gèle et que les cochons nichent dans les arbres avant que cela n'arrive. Mais bon, je peux toujours espérer. Le mécanisme de Read-copy update a été significativement amélioré afin de pouvoir répondre aux exigences du temps réel. La technique RCU, introduite en dans le noyau, permet de synchroniser rapidement les accès à des données dans un environnement multiprocesseurs.

Les processus légers vont par exemple pouvoir lire ces données sans poser de verrou spécial un lock ce qui est très intéressant en terme de charge processeur car un verrou est coûteux en ressources. Si un autre processus léger veut modifier les données alors une copie de ces données est faite et la modification s'effectue sur la copie. L'original, lui, ne sera effacé qu'au moment ou le dernier des processus lecteurs aura terminé son travail.

La technique Read-copy update avait néanmoins un désavantage significatif puisqu'il n'était pas possible d'avoir des garanties sur les latences introduites lors de la phase d'update. Le noyau 2. Le code, écrit par Paul McKenney , a maturé un certain temps au sein de la branche -rt maintenue par Ingo Molnar et son introduction dans la branche principale permet de se rapprocher un peu plus d'une capacité complète à supporter le temps réel avec le noyau Linux.

Toujours dans le domaine du temps réel plusieurs avancées sont apportées par le nouveau noyau 2. L'ordonnanceur CFS a été rendu plus agressif dans le déplacement des processus entre les coeurs de calcul.

Maintenant, dans le cas d'une compétition entre des tâches temps réel pour accaparer un seul coeur, le noyau migrera plus efficacement certaines tâches vers les autres processeurs afin d'éviter les temps d'attente. D'autre part le verrou global du noyau big kernel lock est maintenant préemptible par défaut et l'option permettant de ne pas le rendre préemptible va sans doute disparaître.

Les timers à haute résolution peuvent maintenant être utilisés pour calculer les priorités entre les processus ce qui rend l'ordonnanceur plus précis lors de ses allocations de temps. On peut également noter que la fonction d'ordonnancement de groupe, introduite dans le noyau précédent, gagne des fonctions de support du temps réel.

La mesure de la consommation mémoire des processus a été raffinée par l'introduction de plusieurs patchs de Matt Mackall. La situation jusqu'à présent était peu satisfaisante puisque le mécanisme de cache proposée par le noyau, très efficace, brouillait les statistiques sur la consommation mémoire réelle des applications.

Avec la nouvelle technique disponible dans le noyau 2. Le fichier contient la localisation physique des pages mémoires de l'application ce qui permet de comparer avec les autres et de déduire les pages partagées en mémoire et les pages spécifiques utilisées par un seul processus. On obtient ainsi de nouvelles statistiques précises pour l'occupation mémoire. Le PSS proportional set size d'un processus est le nombre de pages qu'il utilise avec chaque page divisée par le nombre de processus la partageant.

Une autre statistique est le USS unique set size qui compte uniquement les pages non partagées d'un processus. Ce sont en fait les pages mémoires qui redeviendront vraiment disponibles en cas de fermeture du processus. Matt Mackall travaille dans le domaine de l'embarqué où la mémoire est souvent une ressource rare et précieuse.

Ses patchs vont certainement aider à mieux estimer la taille des applications et donc à permettre de prendre des décisions plus judicieuses sur les compromis à effectuer. Le système de fichier Ext4 continue d'être amélioré afin de pouvoir, dans quelques mois, être activé par défaut dans toutes les distributions Linux.

Dans la version incluse dans le noyau 2. Des sommes de contrôle sont effectuées sur le journal du système de fichier afin d'augmenter la résistance aux corruptions de données. L'allocation des blocs pour les extends se fait maintenant par groupe de plusieurs blocs. Cette allocation multiple des blocs est très complexe et de nombreuses heuristiques sont utilisées afin d'optimiser au maximum les performances. Selon Thed Ts'o , qui dirige l'effort de développement d'Ext4, ces changements sont les derniers à impacter le format des systèmes de fichiers Ext4 sur les disques durs.

Toute future modification sera sans conséquences sur le format ce qui est le signe que les choses commencent à se stabiliser et qu'Ext4 sera bientôt disponible pour tous. L'implémentation des verrous tournants a été revue. Jusqu'à présent ce système de "spinlock" permettait à un processus léger de tourner dans une boucle infinie en attendant patiemment que le verrou sur la ressource auquel il voulait accéder soit libéré.

L'ennui avec ce mécanisme c'est qu'il n'est pas équitable. Il va donc se mettre dans une boucle et attendre la libération de la ressource. Plusieurs processus peuvent ainsi tourner en attendant la libération et il est facile de voir que plus la valeur sera négative et plus cela indique que la compétition est rude pour utiliser cette ressource.

Quand enfin le tout premier processus libère la ressource en repositionnant la valeur à 1 c'est le premier thread tournant à tester la valeur qui va réussir à poser son verrou. Ce petit chanceux passe ainsi devant tous les autres mêmes si ces derniers tournaient dans la boucle depuis plus longtemps que lui. Cet état de fait, outre qu'il choque notre sens inné de la justice, conduit à une forte réduction des performances jusqu'à une multiplication par deux du temps d'exécution d'un thread. Nick Piggin a proposé et implémenté la notion de "verrous tournants avec tickets" qui consiste à utiliser une valeur de 16 bits pour stocker l'ordre d'arrivée des processus et ainsi permettre de prioriser ceux qui sont en attente depuis plus longtemps que les autres le même système que les tickets d'attente dans les guichets de l'administration.

On utilise 8 bits pour le processus courant et 8 bits pour le processus suivant dans la file d'attente. Bien entendu une valeur stockée sur 8 bits limite à le nombre de processus pouvant utiliser le nouveau mécanisme des "verrous tournants avec tickets". Pour les machines ayant plus de coeurs de calcul une version spéciale du patch est disponible.

Elle stocke la valeur sur 32 bits soit 16 bits pour le processus courant et 16 bits pour le suivant ce qui permet aux machines ayant moins de coeurs de calcul de profiter des "verrous tournants avec tickets".

En cas de besoin futur cette valeur sera une nouvelle fois agrandie mais pour l'instant il y a de la marge. Ce format de transfert de données est utilisé dans l'industrie automobile et a été développé spécifiquement pour répondre à la problématique du temps réel embarqué dans un environnement perturbé electro-magnétiquement.

Les données sont complètement protégées par des sommes de contrôle et le protocole est simplifié au maximum afin d'éviter les erreurs.

Pour implémenter le bus CAN la première solution avait été de passer par le bus série traditionnel et de mettre les détails spécifiques au protocole en espace utilisateur. C'est la solution rapide et vilaine car elle ne permet pas de profiter de tous les avantages de la pile réseau Linux mise en queue, maintien de la qualité de service, utilisation de l'API socket traditionnelle La vraie solution est bien entendu d'implémenter ce format CAN de transfert de données au sein même du noyau et c'est à cette tâche que se sont attelés des ingénieurs de la société Volkswagen.

En conséquence, cela nous a pris plus d'un an de discussion sur la liste de diffusion socketcan avant de nous mettre d'accord sur l'architecture actuelle. Les patchs permettant à l'outil LatencyTOP de fonctionner sont maintenant intégrés dans la branche principale du noyau Linux.

Proposé par Arjan van de Ven en janvier, LatencyTOP est un programme en espace utilisateur qui mesure les temps de latence et des patchs noyau qui permettent d'annoter les diverses opérations du kernel pour pouvoir ensuite les compter. Ce sont ces patchs qui, après relectures, corrections et améliorations, font maintenant partie du noyau 2. Cet outil permet de présenter de façon très simple les processus en les classant par ordre décroissant de temps de latence en millisecondes. Comme son prédécesseur PowerTOP , le nouvel outil LatencyTOP a déjà permis de détecter plusieurs situations de latences anormales et de corriger des bugs gênants.

Pour pouvoir exécuter des applications dans des boites virtuelles séparées, que l'on nomme "containers", la communauté Linux a choisi d'implémenter progressivement les diverses briques technologiques.

Bien entendu cette gestion s'effectue à l'aide de l'infrastructure générique "Control Group" qui a été introduite dans le noyau 2. Davide Libenzi, l'auteur du mécanisme de notification eventfd, a retravaillé l'API du l'appel système timerfd.

Ce dernier avait été introduit dans le noyau 2. Cette désactivation visait à empêcher l'écriture de programmes se basant sur l'API fautive et de devoir ensuite vivre éternellement avec le nécessaire maintien de la compatibilité. Maintenant que l'API timerfd refondue est bien propre les utilisateurs sont de nouveau invités à utiliser sereinement timerfd.

Si la communauté du noyau Linux veut résoudre ce genre de choses à l'avenir elle ne devra plus accepter aucune nouvelle API sans une documentation complète. La régulation thermique proposée par la norme ACPI 2. Cette interface permet de gérer, à l'aide de divers senseurs, des zones thermiques différentes au sein de la machine et de réguler finement leur température.

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Linux : le noyau (Kernel) passe à la 2.6.25

Elle était bâtie sur un noyau 2. Bien qu'il ait été clairement mentionné que Fedora ne pouvait pas lire les fichiers MP3 d'emblée, de nombreux utilisateurs ne furent pas déçus. Elle opérait avec le noyau 2. L'inconvénient de cette mise à jour fut la nécessité de reconstruire tous les paquetages. Éclipse était également présent, et était disponible depuis le programme d'installation, Anaconda. À ce propos, Éclipse était entièrement fonctionnel sous la première version de GCJ , compilateur Java du projet GNU, qui faisait son entrée avec cette version de Fedora. De même, l'environnement de virtualisation Xen était disponible depuis cette édition.

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