Byla vydána (𝕏) nová verze 24.7 open source firewallové a routovací platformy OPNsense (Wikipedie). Jedná se o fork pfSense postavený na FreeBSD. Kódový název OPNsense 24.7 je Thriving Tiger. Přehled novinek v příspěvku na fóru.
Binarly REsearch upozorňuje na bezpečnostní problém PKFail (YouTube) v ekosystému UEFI. Stovky modelů zařízení používají pro Secure Boot testovací Platform Key vygenerovaný American Megatrends International (AMI) a jeho privátní část byla při úniku dat prozrazena. Do milionů zařízení (seznam v pdf) po celém světě tak útočníci mohou do Secure Bootu vložit podepsaný malware. Otestovat firmware si lze na stránce pk.fail. Ukázka PoC na Linuxu na Windows na YouTube.
Mobilní operační systém /e/OS (Wikipedie) založený na Androidu / LineageOS, ale bez aplikací a služeb od Googlu, byl vydán ve verzi 2.2 (Mastodon, 𝕏). Přehled novinek na GitLabu. Vypíchnuta je rodičovská kontrola.
Společnost OpenAI představila vyhledávač SearchGPT propojující OpenAI modely umělé inteligence a informace z webů v reálném čase. Zatím jako prototyp pro vybrané uživatele. Zapsat se lze do pořadníku čekatelů.
Distribuce Linux Mint 22 „Wilma“ byla vydána. Je založená na Ubuntu 24.04 LTS, ale s desktopovým prostředím Cinnamon (aktuálně verze 6.2), příp. MATE nebo Xfce, balíkem aplikací XApp, integrací balíčků Flatpak a dalšími změnami. Více v přehledu novinek a poznámkách k vydání.
Příspěvek na blogu Truffle Security: Kdokoli může přistupovat ke smazaným a privátním repozitářům na GitHubu.
Byla vydána nová verze 14 integrovaného vývojového prostředí (IDE) Qt Creator. Podrobný přehled novinek v cgitu. Vypíchnout lze podporu rozšíření v Lua.
Byla vydána verze 1.80.0 programovacího jazyka Rust (Wikipedie). Podrobnosti v poznámkách k vydání. Vyzkoušet Rust lze například na stránce Rust by Example.
Apple oznámil, že v beta verzi spustil své Apple Maps na webu. Podporován je také webový prohlížeč Chrome. Ne však na Linuxu.
Portál Stack Overflow po roce opět vyzpovídal své uživatele, jedná se především o vývojáře softwaru, a zveřejnil detailní výsledky průzkumu. Průzkumu se letos zúčastnilo více než 65 tisíc vývojářů. Z Česka jich bylo 710. Ze Slovenska 246.
mdadm --create /dev/md1 --level=0 --raid-devices=2 /dev/sda /dev/sdbDisky SDC a SDD spojím do RAIDU 0, čímž vytvořím zařízení/disk "md2" o velikosti 500GB:
mdadm --create /dev/md2 --level=0 --raid-devices=2 /dev/sdc /dev/sddVYTVÁŘENÍ "RAID 1" - zařízení/disk "md0"
mdadm --create /dev/md0 --level=1 --raid-devices=2 /dev/md1 /dev/md2V tuto chvíli bych tedy měl mít RAID 0+1, dle zadání. Otázka zní, mám-li to dobře, nebo jestli je ještě potřeba udělat něco jiného. Musím potom pole ještě "nějak" inicializovat ? Můj
/etc/mdadm.conf DEVICES /dev/sda /dev/sdb /dev/sdc /dev/sdd /dev/md1 /dev/md2 ARRAY /dev/md1 uuid=965f1a15:ae6f4946:1f1e6ffd:32f4b97a ARRAY /dev/md2 uuid=5415c266:4f7b079b:f5151c5c:93ab1f9b ARRAY /dev/md0 uuid=c25d0e8f:210ad27d:f59d369b:28f5e575...kde UUID jsem si zjistil pomocí:
mdadm --detail --scana poté:
mdadm --assemble --scanStačí pak udělat...
mkreiserfs /dev/md0 mount -t reiserfs /dev/md0 /home/storageCo si o tom myslíte ?
Podle mne by to takhle mělo fungovat. Jen by asi bylo jednodušší použít
mdadm --create /dev/md0 --level=10 --raid-devices=4 /dev/sd{a,b,c,d}
(a případně zvážit, zda místo 1+0 nepoužít RAID 5 nebo 6).
(Píšu to z hlavy, takže možná něco spletu.)
Raid 1+0 bude mít velikost dvojnásobku velikosti disku, odolnost při výpadku určitě jednoho disku (za příznivých okolností i dvou), rychlost čtení (teoreticky) čtyřnásobná, zápisu dvojnásobná.
Raid 5 ze tří disků bude mít dvojnásobnou velikost, odolnost proti výpadku jednoho disku, rychlost čtení trojnásobná, zápisu 1.5-násobná. Výhodou oproti ostatním variantám je, že vám zbyde jeden disk jako spare, takže při výpadku lze okamžitě nahradit mrtvolu a rebuildnout pole a výměnu nechat na později. (viz poznámka 3)
Raid 5 ze čtyř disků bude mít trojnásobnou velikost, odolnost proti výpadku jednoho disku, rychlost čtení čtyřnásobná, rychlost zápisu dvojnásobná.
Raid 6 bude mít dvojnásobnou velikost, odolnost proti výpadku dvou disků (jakýchkoli), rychlost čtení čtyřnásobná, rychlost zápisu 1.33-násobná.
Poznámka 1: hodnoty rychlosti čtení a zápisu jsou teoretické hodnoty při čtení/zápisu dlouhého souvislého bloku za předpokladu, že procesor je dostatečně rychlý, s disky lze komunikovat paralelně a není tam nějaké úzké hrdlo (např. sběrnice).
Poznámka 2: co se týká RAID 5 a RAID 6, jsou náročnější na procesor (RAID 6 víc), ale pokud na systému neběží něco, co by procesor vytěžovalo na doraz, není to tak hrozné. Někdy v roce 1999 jsem dělal SW RAID 5 ze tří disků o rychlosti nějakých 15 MB/s na počítači, o který by se dneska člověk styděl opřít koloběžku, a rychlost čtení byla asi 28 MB/s (a to ještě byla na vině sběrnice a ne procesor).
Poznámka 3: poučky o odolnosti vůči výpadku disku platí jen v případě, že disk odejde civilizovaným způsobem. Podle zákona schválnosti se ale výpadky disků v poli mohou projevovat velmi svérázně: např. nedávno jsem zažil, že disk v mirroru vždy po startu hodinu zcela hladce fungoval a pak způsobil zatuhnutí systému. V takovém případě samozřejmě všechny teoretické poučky přijdou vniveč…
Device: tps Blk_read/s Blk_wrtn/s Blk_read Blk_wrtn sda 0,00 0,00 0,00 0 0 sdb 243,56 31427,72 0,00 31742 0 sdc 0,00 0,00 0,00 0 0 sdd 0,00 0,00 0,00 0 0 sde 0,00 0,00 0,00 0 0 sdf 0,00 0,00 0,00 0 0 sdg 0,00 0,00 0,00 0 0 sdh 0,00 0,00 0,00 0 0 md1 0,00 0,00 0,00 0 0 md0 15461,39 30922,77 0,00 31232 0takze evidentne se rozklad zateze nekona
Hm, tak můj mirror v serveru se chová podobně (SuSE 9.3, dva SATA disky, jeden 58 MB/s, druhý 50 MB/s, pole 55 MB/s). Že by chyba v driveru? Zdá se mi neuvěřitelné, že by si toho nikdo nevšiml…
Příští týden mám shodou okolností v plánu provádět upgrade toho stroje, tak při té příležitosti zkusím i nějaké úplně čerstvé jádro.
Tak jsem se ještě zběžně zkusil podívat do zdrojáků (drivers/md/raid1.c
) a zdá se, že na vině je funkce read_balance()
, viz komentář:
This routine returns the disk from which the requested read should be done. There is a per-array 'next expected sequential IO' sector number - if this matches on the next IO then we use the last disk. There is also a per-disk 'last know head position' sector that is maintained from IRQ contexts, both the normal and the resync IO completion handlers update this position correctly. If there is no perfect sequential match then we pick the disk whose head is closest.
Jestli jsem tu logiku dobře pochopil, tak by sice měla dávat lepší přístupovou dobu, ale u delšího souvislého bloku nutně povede k tomu, že se celý načte z jednoho disku.
Tiskni
Sdílej: