Linux-Magazin Die Überflieger (Vorschau)

02/13 

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Born to Be ROOT! 

Dedizierte StrAto Server. » strato-pro.de siehe Seite 17 

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13.12.2012 11:59:03 Uhr 

Neues Mittel gegen 

Netzwerk-Latenzen 

Ab Kernel 3.7 tritt die Protokoll erwei - 

te rung TCP Fast Open aufs Gas S. 70 

Mathe 3 

Im Rechnen ist die Bash 

kein Genie und legt zudem 

einige Fallstricke aus S. 88 

Netz Deluxe 

Open Vswitch verbindet 

virtuelle Maschinen über 

VLANs S. 64 

Die Überflieger 

Im Schatten von NFS und Samba reifen 

Netzwerk-Filesystem-Newcomer heran 

■ Was man wissen sollte: Verteilte 

Dateisysteme im Überblick S. 24 

■ Für große Datenmengen: 

Ceph-FS und Gluster-FS S. 30 

■ Serienmäßig dabei oder zum 

Nachrüsten: die HA-Funktion S. 36 

■ Am Ende zählt der Durchsatz: NFS 3 und 4, 

SMB und SMB 2, Gluster-FS und Ceph-FS 

im Geschwindigkeitstest S. 42 

■ Wakelocks, Binder und anonymes 

Shared Memory: Googles Linux- 

Tricks im Android-Kernel S. 82 

■ Vier Zeitleisten-Tools im Test S. 48 

Mit zentraler Clientkonfiguration und Multi-Head: Freier Terminalserver X2go 4.0 fast fertig S. 60 

www.linux-magazin.de 

Deutschland Österreich Schweiz Benelux Spanien Italien 

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Scheinheilige Debatten 

Login 02/2013 

Editorial 

Von der Technik ein klein wenig Ahnung zu haben, zahlt sich langfristig aus, 

sollte man meinen. Webserver-Betreibern ist beispielsweise die kleine Textdatei 

»robots.txt« mit ihren Inhalten durchaus bekannt. Sie betrifft vor allem automatisierte 

Anfragen von Crawlern und Suchrobotern, die Webseiten auswerten 

und Inhalte abrufen. Als De-facto-Standard gehört es zum guten Ton im Web, die 

Inhalte dieses Files zu analysieren und vor allem, sie zu befolgen. 


3 

Jahrzehntelang fristete »robots.txt« ein Schattendasein, meist einfach beachtet 

und deshalb nicht weiter der Rede wert. Doch Anfang Dezember schaffte sie es 

sogar aufs Rednerpult im Deutschen Bundestag (Youtube-Video von N24 hier: 

[https:// www. youtube. com/ watch? v=pdHjAc20v‐A]). Nachts, irgendwann um Mitternacht, 

brachte sie überraschenderweise der letzte Redner zur Sprache: Jimmy 

Schulz, ein FDPler aus der Regierungskoalition. Er forderte, die kleine Textdatei 

gesetzlich zu verankern, ebenso das Einhalten der dort spezifizierten Vorgaben. 

Was war geschehen? 

Markus Feilner, 

Stellvertretender Chefredakteur 

Über das, was die Datei beschreibt – prinzipiell nur eine Liste mit Verzeichnissen und Regeln für den Zugriff 

auf den Webserver – vollzieht sich mittlerweile seit drei Jahren eine erbitterte Debatte, zunächst hinter den 

Kulissen, seit Mitte 2012 auch in den Medien. Unter dem Stichwort „Leistungsschutzrecht“ kämpfen große 

Verlage wie Springer und Burda dafür, dass Suchmaschinen wie Google beim Abruf und der Verlinkung von 

journalistischen Inhalten (auch und vor allem bei kurzen Teasern) verpflichtet werden, dem Ursprung des Links, 

also den Verlegern, einen Obulus aus den Web-Milliarden abzudrücken. Analog gesprochen müsste quasi der 

Guide Michelin jedem Restaurant, dem er einen Kunden durch eine gute Bewertung zuschanzt, ein paar Euro 

abdrücken, ebenso der Taxifahrer, der den ortsunkundigen Besucher in eine Pizzeria lotst. 

Das gefällt Google nun gar nicht, ebensowenig zahlreichen Bloggern und Netzaktivisten. Die sehen die Freiheit 

des Webs bedroht, wenn Springer und Konsorten darüber bestimmen dürfen, wer auf wen verlinken darf 

und zu welchem Preis – sie sprechen von einer „Lex Springer“ und warnen vor einer neuen Abmahnflut. Der 

Vorwurf, man mache Reibach mit fremden Inhalten, stimme ohnehin nicht, beteuert Google, rechnet die Ads 

pro News-Ergebnisseiten vor und schaltet seinerseits eine üppige Anzeigenkampagne. Zum großen Ärger von 

Bundestagspräsident Lammert erdreistet sich der Webmonopolist dabei sogar, interessierte Wähler direkt zu 

den Bundestagsmitgliedern zu verlinken. Soviel Demokratie schade wohl den ansonsten in den Hinterzimmern 

geschmiedeten Plänen, möchte man meinen. 

Es ist eine skurrille Debatte: Wer heute nicht will, dass seine Inhalte bei Google auftauchen, bräuchte sich eigentlich 

nur der Robots-Datei bedienen. Das aber will angesichts der Googleschen Monopolistenstellung niemand, 

bricht damit doch der wichtigste Zubringer zur eigenen Webpräsenz weg. Also soll Google für die kostenlose 

Werbung zahlen. Das aber werden Page und Brin nicht machen, sie könnten es ohne große Verluste aussitzen, 

wie in Belgien, wo die Verlage nach wenigen Monaten wieder zurückruderten. 

Dass sich der das Web allerorten unausweichlich dominierende und nach vermeintlich individuellen Benutzervorlieben 

filternde Konzern neuerdings als Beschützer der Freiheit im Internet aufspielt, ist scheinheilig, 

genauso wie der durchsichtige Versuch von Springer und Co., sich im schwindenden News-Markt einen Vorteil 

gegenüber kleineren Verlagen zu verschaffen. Nur eins ist klar: Die Debatte im Bundestag zeigt, wie wenig 

technisches Know-how im Bundestag wirklich vorhanden ist.

Inhalt 

www.linux-magazin.de 02/2013 02/2013 

4 

Verteilte und Cluster-Dateisysteme gelten als Überflieger in Sachen Fileserver. Die Newcomer 

sollen die Lücke zwischen NFS und SMB einerseits und teuren SANs andererseits schließen, 

indem sie Rechnerverbünde für HA und Performance bilden. Als Entscheidungshilfe präsentiert 

der Magazin-Schwerpunkt jede Menge Know-how und Benchmarktests. 

Aktuell 

Titelthema: Neue Netzwerk-Dateisysteme 

6 N ew s 

n Beta von Fedora 18 erhältlich 

n Archlinux + Cinnamon = Cinnarch 

23 EInführung 

Titel 

Selbst Microsoft versucht mit SMB 3.0 

auf den Storage-Zug aufzuspringen. 

24 Verteilte Filesysteme 

Ceph, Gluster, Xtreem-FS, FHG-FS, Lustre 

und Open AFS im Vergleich. 

36 Storage-HA 

Fast jedes der zahlreichen Netzwerkdateisys 

teme verfolgt seinen eigenen Ansatz 

zur Ausfallsicherheit. 

Die Gnome-Alternative Cinnarch lässt sich live 

betreiben oder per CLI installieren. 

n Dells Entwickler-Ultrabook mit Linux 

n Shumway: Freier Flash-Player 

n Wege aus Haskells Versionshölle? 

12 Zahlen & Trends 

n Freiburg verabschiedet sich von OSS 

n Ceph-Support von Inktank und Suse 

n Red-Hat-PaaS: Open Shift 

n Probleme mit Microsofts UEFI-Signatur 

n Richard Stallman giftet gegen Apple 

18 Zacks Kernel-News 

n Kritik an Udev-Maintainern 

n Acknowledgement in Git 

20 XP Days Hamburg 

Extreme Programming und Agile Methoden 

auf den XP Days Germany. 

Interaktiv: Andreas Havensteins Lean-Startup- 

Workshop auf den XP Days. 

Für jeden Zweck den besten Speicherort: Verteilte 

Dateisysteme machen‘s möglich. 

34 Ceph und Gluster 

Im Storage-Cluster verschwimmt die 

Grenze zwischen Storage und Server. 

Speicher satt bedienen Ceph und Gluster. 

DELUG-DVD 

Viermal Mint 14 

TOOL 

Zum direkten Booten und als ISOs: 

Alle 32- und 64-Bit-Versionen des 

Unity-freien Alternativ-Ubuntu 

Ubuntu-Mini-VM 

TOOL 

TOOL 

Bootet in Sekunden und ist die 

perfekte Basis für Experimente: 

Ubuntu Server mit nur 300 MByte 

TOOL 

Maßgeschneiderter Katastrophenschutz hilft 

das Schlimmste zu vermeiden. 

42 Großer Benchmark 

Am Ende des Fileserver-Tages zählen vor 

allem erzielbare Datendurchsätze. Das 

Linux-Magazin hat gemessen. 

30 

25 

20 

15 

10 

0 

MByte/s 

Ddw rite 

1 MByte 

Ddw rite 

10 MByte 

Ddread 

10 MByte 

Alle rennen gegen alle: NFS 3 und 4, CIFS-SMB 

1 und 2, Gluster-FS und Ceph-FS. 

Details zu DVD- 

TOOL 

Inhalten auf S. 47 

„Linux Kochbuch“ 

600 Seiten E-Book-Gourmetkost – 

hier aufgetischt als kostenlose 

Admin-Mahlzeit 

45 Minuten Linus 

Torvalds im Videogespräch über 

Vergreisung, Patente, Frauenmangel, 

Streithähne und Android 

NFS 3 

NFS 4 

CIFS-SMB 

CIFS-SMB 2 

Gluster-FS 

Ceph-FS

02/2013 03/2013 

Inhalt 

48 Zeitreise 

Was geschah wirklich wann in der 

Kuba-Krise? Timeline-Tools erzeugen 

anschauliche, interaktive Diagramme, 

auch vom heutigen Tagesgeschehen. 

64 Virtuos schalten 

Netflow-Daten, Openflow-Management, 

VLANs, Bonding, Mirroring, Tunnel – all 

das bringt Open Vswitch auf Xen-, 

KVM-, VMware- und Virtualbox-Hosts. 

94 Bequem zum richtigen Buch 

Perl macht‘s möglich: Ein Skript 

versieht die Daten der E-Books auf 

Google Drive mit Metadaten-Tags – 

über den Umweg von gleich zwei APIs. 


5 

Software 

Sysadmin 

Know-how 

47 

Einführung 

Auf der DELUG-DVD: Linus Torvalds im 

Video, Mint, Ubuntu und ein Kochbuch. 

63 Einführung 

Aus dem Alltag eines Sysadmin: Charly 

füttert seine Netz-Skripte mit Ifdata. 

64 Open Vswitch 

Titel 

Der Software-Switch bringt Funktionen 

auf Gastgeber von Virtualisierungen, die 

sonst nur echte Hardware bieten kann. 

82 Kern-Technik 66: Android 

Titel 

Wakelocks, Binder und Shared Memory: 

Änderungen, die Google dem Linux-Kern 

für den mobilen Einsatz spendiert. 

Kostenlos auf der DVD: Das „Linux Kochbuch“. 

48 Bitparade 

Titel 

Vier Timeline-Tools zeigen Ereignisse der 

Weltgeschichte in übersichtlicher Form. 

56 Tooltipps 

Procenv 0.16, Crun 0.1.3, Pstoedit 3.61, 

Muddog 1.0.0, Xidel 0.6, und PNG Crush. 

60 X2go 4 

Titel 

Die vierte Version des freien 

Terminalservers im Test. 

70 TCP Fast Open 

Titel 

Googles Protokoll verringert Latenzen 

im Netzwerkverkehr und verspricht 

Beschleunigung um bis zu 41 Prozent. 

Page Load Time 

Up to 41 % improvement in PLT 

% Improvement due to TCP Fast Open 

RTT = 20ms RTT = 100ms RTT = 200ms 

10 11 

6 7 

4 4 5 

18 

amazon.com nytimes.com wsj.com TCP Wikipedia 

Page 

Eine Präsentation der Entwickler zeigt das 

Potenzial, das TFO birgt. 

16 

11 

7 

16 

41 

Linus Torvalds hat nachgegeben und übernimmt 

Android-Features in seinen Kernel. 

Programmieren 

88 Bash Bashing - Folge 24 

Titel 

Das Rechnen an der Befehlszeile liefert 

nicht immer die richtigen Ergebnisse. 

90 C++11 - Folge 8 

Smart Pointer in C++11 machen den 

Zugriff auf Ressourcen transparent und 

räumen hinter sich auf. 

Forum 

Der Terminalserver bringt ein Firefox-Plugin 

und unterstützt Unity, Gnome und OS X. 

Service 

3 Editorial 

100 IT-Profimarkt 

104 Veranstaltungen 

104 Inserenten 

105 Impressum 

106 Vorschau 

74 Recht 

Markenrecht und Programmnamen: Ein 

Rechteinhaber darf seine User nicht 

knebeln, sagt ein deutsches Gericht. 

78 Bücher 

Bücher über Node.js und nebenläufige 

Programmierung. 

80 Leserbriefe 

Auf den Punkt 

gebracht. 

Das RAII-Idiom angewandt: Beim Ver lassen 

des Gültigkeitsbereichs gibt der Resource 

Guard die Ressourcen frei. 

94 Perl-Snapshot 

Perlmeister Schilli nutzt Evernote, um 

seine in der Google-Cloud abgelegten 

Bücher zu organisieren.

Aktuell 

www.linux-magazin.de News 02/2013 

6 

News 

Neue Marble-Website mit KML-Generator 

Das Marble-Projekt hat seinem 

freien Kartenprogramm 

eine neue Homepage spendiert, 

die auch einen KML-Generator 

enthält. Mit der neuen 

Adresse [http://marble.kde.org] 

verlässt das Projekt die Edu- 

Subdomain des KDE-Projekts. 

Damit zeige das Team, dass 

Marble mit Openstreetmap-Integration, 

Routing und Mobilversionen 

für alle Anwender 

etwas zu bieten habe, schreibt 

der Entwickler Dennis Nienhüser 

in seinem Blog. 

Neben Informationen für Anwender 

und Entwicklerdokumentation 

bietet die Website 

auch einen KML-Generator. 

Am unteren Ende der Seite 

zur Keyhole Markup Language 

können Anwender in Kartenausschnitten 

aus Openstreetmap 

ihre Points of Interest 

wie Restaurants, Sehenswürdigkeiten 

oder Haltestellen 

suchen. Die Fundstellen lassen 

sich als KML exportieren 

und in einer lokalen Marble- 

Installation nutzen. n 

Kolab-Plugin für Thunderbird 

Sync-Kolab, ein Groupware- 

Addon für Thunderbird, ist 

in Version 3.0 erschienen. 

Die neue Release der Erweiterung 

bringt Unterstützung 

für die kommende Version 

3.0 des Kolab-Servers. Daneben 

enthält sie zahlreiche 

Bugfixes. Sie beheben lästige 

Fehler im Encoding, diverse 

Locking-Probleme auf Windows-Clients 

und generelle 

Inkompatibilitäten mit dem 

Webfrontend Horde. Außerdem 

legt der Kolab-Server 

jetzt automatisch einen neuen 

Kontakt für jeden fehlenden 

Eintrag an, wenn der Sync- 

Kolab-Client eine neue Mailingliste 

definiert. 

Sync-Kolab 3.0 steht unter 

[http://www.gargan.org/extensions/ 

synckolab‐3.0.0.xpi] zum Download 

bereit und funktioniert 

auf allen Thunderbird-Plattformen 

ab Version 3.19. Auch 

eine Android-Kolab-Variante 

ist im Angebot. n 

Mail-Weiterleitungen verwalten 

Die neue Website der Geografie-Software Marble bietet unter anderem einen 

interaktiven KML-Generator für zahlreiche Objekttypen. 

Mail Guidance, eine Weboberfläche 

zum Anlegen von 

Procmail-Regeln, ist in Version 

1.0 verfügbar. Die Webanwendung 

ist für Firmen gedacht, 

die Mails nach bestimmten 

Regeln an Empfänger weiterleiten 

möchten. Insbesondere 

eignet sie sich für Nachrichten 

von Monitoring-Tools wie Nagios 

und Logwatch. 

Die PHP-Software erzeugt 

aus Formulareingaben eine 

entsprechende ».procmailrc«- 

Konfigurationsdatei. Mail 

Guidance berücksichtigt auch 

Urlaubsregelungen. 

Die Software steht unter Affero 

GPLv3. Weitere Informationen 

sowie Pakete finden sich 

unter [https://projects.jethrocarr. 

com/p/oss‐mailguidance/]. n 

Fedora 18 als Beta erhältlich 

Das Fedora-Projekt hat mit 

einiger Verspätung die Betaversion 

für die kommende Release 

18 seiner Linux-Distribution 

freigegeben. Die Testausgabe 

für „Sperical Cow“ 

bietet die Desktopumgebung 

Gnome in Version 3.6, alternativ 

KDE, sowie Xfce, Sugar 

und erstmals Mate. 

Auf Server-Seite bringt die 

finale Version von Samba 4 

die Möglichkeit, Fedora als 

Domaincontroller für Active 

Directory einzusetzen. Dem 

Cloud Computing trägt Red 

Hats Community-Distribution 

mit dem Framework Open 

Stack Folsom sowie Eucalyptus 

3.1 Rechnung. Für Entwickler 

sind unter anderem 

Python 3.3, Ruby on Rails 3.2 

und Perl 5.18 im Angebot, dazu 

auch D und Haskell. 

Die Fedora-Beta steht in Form 

von ISO-Images für den Livebetrieb 

und für die Installation 

auf i386 und x86_64 unter 

[http://fedoraproject.org/en/ 

get‐prerelease] zum Download 

bereit. Die finale Release ist 

für Januar 2013 geplant. n

Guacamole 0.7.0 bringt neues GUI und Audio 

Die Entwickler von Guacamole, 

eines HTML-5-Clients für 

RDP und VNC, haben Version 

0.7 veröffentlicht. Das GUI sei 

vollständig überarbeitet, zahlreiche 

Fehler beseitigt und 

außerdem habe die Software 

auch gelernt, Audiodaten zu 

übertragen. 

Java, HTML 5 und Ajax machen 

es möglich: Guacamole 

bringt RDP- und VNC-Sitzungen 

in moderne Webbrowser 

wie Firefox oder Chromium 

(das Linux-Magazin berichtete 

in Ausgabe 04/12). 

Ein Flash-Plugin oder Java auf 

dem Client sind überflüssig, 

nur ein Webserver (mit dem 

Tomcat Application Server) 

und ein paar freie Ressourcen 

sind nötig. Dann konvertiert 

die Software ferne Windows-, 

Linux- und Mac-Sitzungen 

„on the fly“ für den Browser. 

Im November erschien Version 

0.7 des Remote Desktop 

Gateway, die laut Readme 

auch Sound aus RDP- (meist 

Windows-)Sitzungen übertragen 

kann und eine komplette 

Überarbeitung des GUI erfahren 

hat. 

Den „Clientless Remote Desktop“ 

gibt es auf [http://guac‐dev. 

org] als Debian-, Ubuntu- und 

Fedora-Paket. Das Remote 

Desktop Protocol (RDP) dient 

beispielsweise dem Microsoft 

Terminal Server, aber auch Virtualisierungen 

wie Virtualbox 

zur Fernsteuerung eines Benutzerdesktops. 

Mit VNC 

(Virtual Network Connectivity) 

lassen sich Rechner jeder 

Bauart steuern, auch Mac OS 

X besitzt einen eingebauten 

VNC-Server. 

n 

News 02/2013 

Aktuell 


7 

Gstreamer-SDK unterstützt Android 

Arch Linux + Cinnamon = Cinnarch 

Das Entwicklerkit für das Multimedia-Framework 

Gstreamer 

ist in Version 2012.11 (Brahmaputra) 

erhältlich, mit der 

sich erstmals auch Android- 

Apps herstellen lassen. Zu 

den unterstützten Betriebssystemen 

wie Linux, Mac OS 

X und Windows von XP bis 7 

gesellt sich zudem Windows 

8. Das SDK ist kompatibel 

zum Gstreamer-Zweig 0.10 

und eignet sich für Android- 

Versionen ab 2.3.1 (Gingerbread). 

Im Kit ist Gstreamer 

Upstart 1.6 merkt sich Prozesse 

0.10.36 samt Good-, Bad- und 

Ugly-Plugins enthalten, daneben 

Glib 2.34.2, GTK+ 

2.24.11 und Python-Bindings 

sowie Clutter 1.8.4 und Clutter-gst 

1.6.0. 

Das Kit ist zum Großteil unter 

LGPL lizenziert, einige 

optionale Pakete stehen unter 

GPL, daneben sind einzelne 

Codecs wie H.264, MP3 und 

AC3 von Patenten betroffen. 

Weitere Informationen sowie 

das kostenlose SDK gibt es 

unter [http://gstreamer.com]. n 

Die Distribution Cinnarch 

[http://www.cinnarch.com] kombiniert 

das Grundsystem von 

Arch Linux mit der Desktopumgebung 

Cinnamon. Mit 

Version 2012.11.22 tritt sie nun 

in den Betastatus. Cinnarch 

ist als Live-CD erhältlich, die 

sich mit Kommandozeilentools 

auch dauerhaft installieren 

lässt, einen GUI-Installer 

gibt es noch nicht. Die neue 

Release enthält Kernel 3.6.6, 

X-Server 1.13.0 und Gnome 

3.6.2. Die von Linux Mint 

stammende Cinnamon-Umgebung 

ist in Version 1.6.7 

dabei, zusammen mit dem 

Datei browser Nemo 1.1.2. 

Wie ihre Basis Arch Linux 

verwendet die Distribution 

das Rolling-Release-Modell 

und aktualisiert sich nach der 

Installation fortlaufend über 

den Paketmanager. 

Das System verwendet Syslinux 

als Bootloader, auf 

Wunsch kann der Anwender 

aber auch Grub 2 nachinstallieren. 

Zu den Verbesserungen 

zählen ein reparierter 

Screenshot-Button, die Unterstützung 

für USB-Modems 

und VPN im Networkmanager 

sowie Dosfstools als neues Paket. 

Cinnarch 2012.11.22 steht 

als ISO-Image zum Download 

bereit. 

n 

Ubuntus Initsystem Upstart 

ist in Version 1.6 veröffentlicht 

worden. Die wichtigste 

Neuerung heißt Stateful Re- 

Exec. Das bedeutet, dass Upstart 

Zustandsinformationen 

über einen Neustart hinweg 

speichert und damit weiß, 

um welche Prozesse es sich 

zu kümmern hat. Weitere Informationen 

dazu gibt es im 

Ubuntu-Wiki. 

Upstart unterstützt nun auch 

das Booten ohne Initram-FS. 

Die Entwickler haben zudem 

eine Absturzursache behoben, 

die Dokumentation berichtigt 

und die Fehlerbehandlung 

verbessert. 

Upstart 1.6 soll demnächst 

in die Ubuntu-Release Raring 

Ringtail einziehen. Bereits 

jetzt steht die GPLv2-lizenzierte 

Software auf der Launchpad-Seite 

[https://launchpad.net/ 

upstart] bereit. Version 1.5 ist 

nun übrigens in Debian Sid 

zu finden. 

n 

Cinnarch lässt sich live betreiben oder per Kommandozeile installieren. Der GUI- 

Installer als dritte Option ist noch nicht fertig.

Aktuell 

www.linux-magazin.de News 02/2013 

8 

EZ Publish Platform 5 

Der norwegische Hersteller EZ 

Systems [http://ez.no] hat sein 

Contentmanagement-System 

für Version 5 der EZ Publish 

Platform einer Modernisierung 

unterzogen. Das PHP- 

System bietet nun mehrere 

definierte Schnittstellen: das 

Public-API für Anpassungen 

und Erweiterungen, das REST- 

API, mit dem das System von 

außen zugänglich wird, und 

das neue Persistence-API, das 

verschiedene Speichertechnologien 

bis hin zu Big Data 

anbinden soll. 

Daneben existieren Entwicklerkits 

für mobile I-OS- und 

Android-Apps, die mit dem 

CMS zusammenarbeiten. Als 

Template-Engine kommt nun 

Twig zum Einsatz. Daneben 

gibt es neue Komponenten auf 

Basis des PHP-Frameworks 

Symfony 2. Erweiterungen für 

Marketing und Automatisierung 

runden die Plattform ab. 

EZ Systems hat den Neuerungen 

eine Webseite gewidmet 

und bietet ein Webinar sowie 

Videos zum Thema an. 

Das CMS EZ Publish ist in unterschiedlichen 

kostenpflichtigen 

Enterprise-Versionen 

erhältlich. Daneben gibt es 

aber auch eine kostenlose 

Community-Version, die unter 

GPL lizenziert ist. 

n 

Weg aus der Haskell-Versionshölle? 

Unter dem Arbeitstitel Stackage 

(Stable Hackage) soll 

ein Repository von Haskell- 

Paketen entstehen, das Versions- 

und Stabilitätsprobleme 

löst. Initiator des Projekts 

ist Michael Snoyman, Autor 

des Webframeworks Yesod. 

Er sieht die Anwender der 

Programmiersprache Haskell 

oft in einer „Versionshölle“ 

gefangen, wenn die benötigten 

Paketversionen aus dem 

Hackage-Repository nicht zusammenpassen 

wollen. 

Hackage bilde die Entwicklung 

ab, darum dürfe es unstabil 

sein, schreibt der Entwickler. 

Am anderen Ende des 

Spektrums sieht er Haskell 

Platform, eine auf Stabilität 

bedachte Sammlung. Mit Stackage 

möchte Snoyman den 

Mittelweg beschreiten. 

Der Initiator wird von seinem 

Arbeitgeber FP Complete 

mittels Stundenkontingent 

gesponsert und sucht noch 

Helfer. Es geht darum, Stackage 

um weitere Pakete zu 

bereichern, Repositories zu 

hosten und Tests umzusetzen. 

Daneben sucht Michael Snoyman 

das Gespräch mit den 

Linux-Distributionen. Derzeit 

besteht ein Github-Repository 

für Stackage unter [https:// 

github.com/fpco/stackage]. n 

Dells Entwickler-Ultrabook kommt in den Handel 

FFG 2013 

Unter dem Codenamen Project 

Sputnik hat Dell Ubuntu 12.04 

an sein XPS-13-Ultrabook angepasst 

und für Entwickler 

optimiert. Der Hersteller hat 

zudem an der Software-Ausstattung 

gearbeitet, die Software-Entwicklern 

das Leben 

erleichtern soll. 

Das Profile Tool soll per 

Maus klick alle notwendigen 

und hilfreichen Tools für zum 

Beispiel Android- oder Ruby- 

Entwickler installieren. Der 

Cloud-Launcher lässt den Benutzer 

virtuelle Systeme auf 

dem Rechner installieren, die 

sich testen und direkt in die 

Cloud übertragen lassen. Beide 

Tools befinden sich noch 

im Betastatus und sind im 

Quelltext unter [https://github. 

com/sputnik] zu finden. 

Beim XPS 13 handelt es sich 

um ein Ultrabook mit Intel- 

Core-i7-Prozessor bei 3,2 GHz 

Taktfrequenz und einem verspiegelten 

13,3-Zoll-Display 

(1366 mal 768 Pixel). Das Ultrabook 

bringt 8 GByte DDR3L- 

RAM mit und eine 256-GByte- 

Solid-State-Disk unbekannter 

Marke. An Bord ist eine Intel- 

HD-4000-Grafikkarte, der Akku 

hält etwa 6 Stunden. Die 

integrierte WLAN-Karte funkt 

nach dem schnellen N-Standard, 

außerdem an Bord sind 

Bluetooth in Version 3.0 sowie 

zwei USB-3.0-Ports. Unter der 

Adresse [http://www.dell.com/us/ 

enterprise/p/xps‐13‐linux/pd.aspx] 

findet sich die amerikanische 

Produktseite. 

Dells Ultrabook XPS 13 soll es demnächst auch in Deutschland in einer Entwickler-Ausgabe 

mit Ubuntu 12.04 geben. 

© dell.com 

Preislich liegt Dells Ultrabook 

bei rund 1550 US-Dollar, was 

etwa 1200 Euro entspricht. 

Außerhalb von Nordamerika 

soll es ab Anfang 2013 erhältlich 

sein. 

n 

Das Programm des Frühjahrsfachgesprächs 

der GUUG, das 

vom 26. 2. bis 1.3. 2013 an der 

Fachhochschule Frankfurt am 

Main stattfindet, steht jetzt 

fest. Wegen der Vielzahl an 

Einsendungen hat das Programmkomitee 

den ersten 

Konferenztag des FFG noch 

mit einem dritten Track aufgestockt. 

Insgesamt 37 Vorträge mit 

den Schwerpunkten Netzwerk- 

und IT-Sicherheit, Dateiverwaltung, 

Ressourcen- 

Management, Softwareverteilung 

oder Virtualisierung 

warten somit auf die Teilnehmer. 

Zu den Themen gehören 

außerdem verschiedene Aspekte 

von IPv6, Monitoring, 

Datenschutz, die Sicherheit 

plattformübergreifender Dateidienste 

sowie Dateisysteme 

wie ZFS und Btrfs. Weitere 

Informationen sowie Tickets 

gibt es unter [http://www.guug. 

de/veranstaltungen/ffg2013/]. n

Kurznachrichten 

Nikola 5: Das Python-Programm erzeugt aus Markdown-Code oder Restructured 

Text HTML-Seiten für Blogs und Websites. Neu: Die neue Release 

durchsucht Bilderverzeichnisse rekursiv und erzeugt aus ihnen 

Galerien samt Breadcrumb-Navigation. Yapsy-kompatible Plugins. Lizenz: 

GPLv3 [http://nikola.ralsina.com.ar] 

Puppy Linux Slacko 5.4: Der Zweig der Linux-Distribution Puppy Linux 

ist binärkompatibel zu Slackware. Neu: Kernel 3.2.33 mit 4G-Treibern und 

Kernel 3.4.17 mit PAE-Unterstützung. Die Grafiktreiber von ATI und Nvidia 

lassen sich nachrüsten. Der Update-Manager spielt Fixes von Slackware 14 

ein. Lizenz: GPL und andere [http://01micko.com/slacko14.html] 

Aptosid 2012-01: Die Desktop-Distribution beruht auf Debian Sid. Neu: Die 

Release verwendet Kernel 3.6 und Pakete aus Debian unstable mit Stand 

vom 1. Dezember 2012. Desktopumgebungen KDE 4.8.4 und Xfce 4.8.3. 

Lizenz: GPL und andere [http://aptosid.com] 

Pyconfigure 0.1: Das Werkzeug ermöglicht das Installieren von Python- 

Software mit den üblichen Make-Kommandos des GNU-Projekts. Neu: Erste 

Release mit Autoconf-Skript, Autoconf-Makros sowie Makefile-Templates 

inklusive Pypi-Unterstützung. Lizenz: Einfache Open-Source-Lizenz, in 

Teilen GPLv3 [http://savannah.gnu.org/projects/pyconfigure/] 

Comparator 2.9: Das Tool durchsucht Quelltextbestände nach wiederholten 

Codesegmenten. Neu: Das Programm unterstützt nicht mehr nur 

Subversion als Versionskontrollsystem, sondern auch Git, Bazaar und 

Mercurial. Lizenz: BSD [http://www.catb.org/~esr/comparator/] 

Ekiga 4.0: Die Anwendung, ehemals Gnome Meeting genannt, ermöglicht 

VoIP-Telefonate und Videokonferenzen. Neu: Die Video-Codecs H264 und 

H263+ sind wieder enthalten, neu sind SILK (von Skype verwendet), 

G.722.1 (Siren 7) sowie G.722.2 (GSM-AMR Wide Band). Überarbeitetes GUI 

und Pulseaudio-Plugin. Lizenz: GPL [http://www.ekiga.org] 

Kdev-python 1.4: Das Plugin erweitert die KDE-Entwicklungsumgebung 

Kdev um Syntax Highlighting und weitere nützliche Funktionen für die 

Python-Programmierung. Neu: Erste stabile Version für Python 2.7, eine 

Ausgabe für Python 3 ist in Arbeit. Lizenz: MIT-Lizenz [http://download. 

kde.org/stable/kdevelop/kdev‐python/] 

Tails 0.15: Die Live-Distribution dient zur anonymisierten Internetbenutzung. 

Neu: Bookmarks lassen sich auf der verschlüsselten persistenten 

Partition speichern. Erste Unterstützung für versteckte Tor-Bridges, 

Treiber für einige Open-PGP-Smartcard-Reader sowie Software-Updates. 

Lizenz: GPL und andere [https://tails.boum.org] 

Sayebackup 0.0.1: Backupskript mit Deduplizierung der Daten. Neu: Erste 

Veröffentlichung des bisher internen Tools der Open-Source-Firma Lanedo. 

Lizenz: GPLv3 [https://github.com/tim‐janik/backups] 

Prereq-grapher 0.4: Das Skript ermittelt die Abhängigkeiten von Perl- 

Programmen und ‐Modulen und stellt sie grafisch dar. Neu: Die Option 

»‐nc« schließt Coremodule aus, »‐nrc« bildet sie zwar ab, analysiert sie 

aber nicht rekursiv. Lizenz: Artistic Licence und GPL [https://metacpan. 

org/module/prereq‐grapher] 

News 02/2013 

Aktuell 


9 

Shumway: Freier Flashplayer in Javascript 

Projectforge 4.2 

Webkit für Qt 4 

Mozilla Research arbeitet an 

einem Open-Source-Player für 

Flash namens Shumway. Der 

Player nutzt Javascript, um 

SWF-Dateien wiederzugeben 

und Actionscript zu interpretieren. 

Damit verwendet er 

eine Webtechnologie, die sich 

im Unterschied zu Binär-Plugins 

in das Sicherheitsmodell 

des Browsers integrieren lässt. 

Shumway befindet sich derzeit 

noch in Entwicklung. 

Eine Online-Demonstration 

kann man sich ganz einfach 

mit einem modernen 

Webbrowser ansehen. Daneben 

gibt es eine Extension 

für Firefox, allerdings erst 

für Versionen ab 18. Fertige 

Firefox-Beta-Builds mit Shumway 

lassen sich ebenfalls herunterladen. 

Der Quelltext steht unter MIT- 

Lizenz bei [https://github.com/ 

mozilla/shumway] bereit. n 

Shumway zeigt ein einfaches Autorennspiel in Flash an. Dazu genügt ein moderner 

Webbrowser ohne Plugins. 

Die freie Projektmanagement- 

Software Projectforge ist in 

Version 4.2 mit neuen Features 

erhältlich. Die größte 

Neuerung ist die Benutzerverwaltung 

per LDAP, wobei 

Projectforge als Master oder 

Client fungieren kann. 

Daneben gibt es eine GUI- 

Komponente, um mehrere Elemente 

wie User oder Gruppen 

auszuwählen. Neu ist auch 

ein Phone-Lookup-Servlet, 

das in Verbindung mit Telefoniesoftware 

Informationen zu 

eingehenden Anrufen anzeigt. 

Die Zeiterfassung hat einige 

Verbesserungen erfahren, zudem 

gibt es eine Verwaltung 

für Softwarelizenzen. 

Projectforge ist in Java umgesetzt 

und für die allgemeine 

Projektverwaltung gedacht, 

spezielle Features für Softwareprojekte 

enthält es nicht. 

Es ist unter GPLv3 lizenziert 

und steht unter [http://www. 

projectforge.org] zum Download 

bereit. 

n 

Allan Sandfeld, Mitentwickler 

des Qt-Toolkits, weist auf Qtwebkit 

hin, das eine aktuelle 

Version der Browser-Engine 

für Qt 4.x liefert. Während 

die meiste Entwicklungsarbeit 

beim Qt-Unternehmen Digia 

in die kommende Version 5 

fließt, pflegen Sandfeld und 

Kollegen Qtwebkit, das nun 

in Version 2.3 vorliegt. 

Die Software habe fast alle 

Features der Mainstream- 

Webkit-Engine aufgenommen, 

schreibt der Entwickler. Damit 

unterstütze Qtwebkit 2.3 Web 

GL, zahlreiche fortgeschrittene 

CSS-Features wie Shader, 

Filter und Regionen sowie den 

Remote Web Inspector. Auch 

haben sich die Performance 

verbessert und der Speicherverbrauch 

reduziert. 

Der Quellcode für Qtwebkit 

ist unter LGPL lizenziert 

und unter [https://gitorious. 

org/+qtwebkit‐developers/webkit/ 

qtwebkit‐23] zu finden. (cla/ 

kki/jcb/mfe/mhu) 

n

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Aktuell 

www.linux-magazin.de Zahlen & Trends 02/2013 

12 

Zahlen & Trends 

Freiburg verabschiedet sich vom Open-Source-Office 

Der Gemeinderat von Freiburg 

im Breisgau hat dafür votiert, 

in der Stadtverwaltung kein 

Open Office mehr einzusetzen. 

Stattdessen soll Microsoft 

Office künftig als Bürosuite 

dienen. Damit folgten die 

Stimmberechtigten der Empfehlung 

eines Gutachtens, das 

im Jahr 2011 die städtische IT 

untersucht hatte. 

Dieses Dokument hatten vier 

Verbände im Vorfeld kritisiert: 

Open Source Business 

Alliance, Free Software Foundation 

Europe, der Bundesverband 

Informations- und 

Kommunikationstechnologie 

sowie die Document Foundation. 

Sie bemängeln Fehleinschätzungen 

bezüglich der 

Situation auf dem Markt der 

freien Office-Varianten. Daneben 

lasse das Gutachten 

Handlungsalternativen außer 

Acht und ziehe den reinen 

Einsatz von freier Office-Software 

gar nicht mehr in Betracht, 

sondern lehne diesen 

als gescheitert ab. 

Viele Freiburger sehen die 

versuchte Open-Office-Migration 

offenbar negativ. „Eine 

Verwaltung mit 3000 Personen 

kann nicht dauerhaft im Trialand-error-Modus 

laufen“, zitiert 

das kommunale Presseamt 

den SPD-Stadtrat Kai- 

Achim Klare. Gegen den 

Open-Office-Ausstieg stimmte 

neben anderen Timothy 

Simms, stellvertretender Vorsitzender 

der Stadtratsfraktion 

Junges Freiburg/Die Grünen. 

In einem Gespräch mit dem 

Linux-Magazin sagte er: „Freiburg 

– das war uns vorher gar 

nicht so bewusst – hat nie 

richtig zu Open Office gewechselt, 

vielmehr wurde in 

der Regel parallel mit dem 

veralteten MS Office 2000 gearbeitet. 

Dazu kam eine allgemeine 

Unzufriedenheit seitens 

der Fachverwaltungen gegenüber 

der IT. Dann ist Open 

Office ein Stück weit zu einem 

Symbol geworden für alles, 

was zwischen IT und Verwaltung 

nicht funktionierte.“ Die 

Stadt im Breisgau ist seiner 

Meinung nach ein Beispiel dafür, 

„wie man eine Migration 

besser nicht angeht“. n 

Gemeinderat Timothy Simms (Junges 

Freiburg/Grüne) sieht Open Office als 

Symbol der Unzufriedenheit. 

Daten liegen außerhalb des Unternehmens 

Pylint.org 

Der erste Digital Information 

Index von Symantec unterstreicht 

die Bedeutung von 

Cloud Computing und Mobilität 

für moderne Unternehmen. 

Der Studie zufolge speichern 

und nutzen Firmen ihre Daten 

immer häufiger außerhalb des 

Rechenzentrums. 

Weltweit lagert fast die Hälfte 

aller Unternehmensinformationen 

(46 Prozent) draußen. 

Kleine und mittelständische 

Unternehmen (KMU) liegen 

dabei mit 53 Prozent vor 

Konzernen, besonders wenn 

sie mobile Endgeräte und 

Laptops nutzen. Deutschland 

liegt hier mit 48 Prozent etwas 

über dem weltweiten Durchschnitt, 

während Länder wie 

Indien (83 Prozent), China 

(60 Prozent) und Singapur 

(60 Prozent) deutlich darüber 

liegen. Dabei hat mehr 

als ein Drittel der befragten 

Firmen bereits vertrauliche 

Informationen durch Verlust 

oder Diebstahl von mobilen 

Geräten verloren. 

Zudem geben die Befragten 

an, es sei schwierig, die 

richtigen Daten zu finden, da 

Mitarbeiter die Informationen 

weitgehend unorganisiert 

speichern. Dabei beträgt die 

Speicherauslastung innerhalb 

der Unternehmens-Firewall im 

Schnitt nur 31 Prozent, noch 

geringer ist sie außerhalb des 

Rechenzentrums. 

Weltweit werden 14 Prozent 

der Unternehmensinformationen 

auf Handys und Tablets 

gespeichert – in Deutschland 

sogar 16 Prozent. Vergleicht 

man hier die Unternehmensgrößen, 

liegen große Firmen 

mit 14 Prozent vor den KMU 

(11 Prozent). Global rufen Benutzer 

bereits 28 Prozent der 

Informationen von unterwegs 

ab. In Deutschland greifen 

rund 20 Prozent aller Mitarbeiter 

vom Smartphone oder 

Tablet auf Unternehmensinformationen 

zu. n 

Pylint, ein statischer Code- 

Checker für Python, besitzt 

jetzt eine eigene Homepage: 

[http://pylint.org]. Der Betreiber 

Logilab betont, dass das Projekt 

bewusst nicht auf Github 

oder bei einem anderen großen 

Anbieter untergebracht 

ist, um die Vielfalt und dezentrale 

Struktur des Web zu 

unterstützen. 

Während auf der Homepage 

hauptsächlich Informationen 

zu finden sind, gibt es den 

Code auf der Logilab-Forge 

unter [http://www.logilab.org/ 

project/pylint]. Der Quelltext 

von Pylint wird mit Mercurial 

dezentral verwaltet. n

Inktank und Suse bieten Support für Ceph 

In einer Pressemitteilung haben 

Suse und der US-amerikanische 

Storage-Spezialist 

Inktank [http://www.inktank. 

com] angekündigt, künftig gemeinsam 

Support für Anwender 

des verteilten Speichersystems 

Ceph anzubieten. 

Zumindest in der Suse-Cloud 

soll es demnächst Enterprise- 

Support auch für das Filesystem 

geben. Das Netzwerk- 

Dateisystem arbeitet mit Open 

Stack zusammen, von beidem 

macht Suses Wolke ausgiebig 

Gebrauch. Inktank ist nach 

eigener Aussage der erste Anbieter, 

der Unternehmenssupport 

für Ceph anbietet. 

Suse gewinnt damit einen 

weiteren Cloud-Partner. Erst 

vor wenigen Monaten hatten 

die Nürnberger Dells Deployment-Tool 

Crowbar integriert. 

Es erlaubt dem Cloud-Admin, 

schnell einen neuen Knoten 

zu einer Open-Stack-Wolke 

hinzuzufügen. 

n 

Zahlen & Trends 02/2013 

Aktuell 


13 

Vorträge für Cebit 2013 gesucht 

Mit dem Umzug in Halle 6 

räumt die Cebit dem Thema 

Open Source im Jahr 2013 

mehr Raum ein. Davon profitiert 

auch das Open Source 

Forum, das zusammen mit der 

Ausstellung des Open-Source- 

Parks das Thema Linux und 

freie Software auf der Cebit 

prägt. Bis Redaktionsschluss 

hatten bereits mehr als 90 

Prozent der bisherigen Aussteller 

ihre Teilnahme für 2013 

zugesagt. 

Die Cebit 2013 findet vom 5. 

bis 9. März 2013 in Hannover 

statt. Organisiert von der 

Medialinx AG (ehemals Linux 

New Media AG und Herausgeberin 

des Linux-Magazins), 

bietet das Open Source Forum 

dem Cebit-Publikum ein 

umfangreiches Vortragsprogramm, 

das alle Facetten der 

Linux- und Open-Source-Welt 

beleuchtet. Derzeit läuft der 

Call for Papers, der Entwickler 

und Strategen aus Community, 

Unternehmen und Behörden 

aufruft ihre Vortragsvorschläge 

einzureichen. Gefragt 

sind Praktiker, die über ihre 

Erfahrungen bei Entwicklung 

und Einsatz freier Software 

berichten. Gegenstand sollten 

innovative und neue Projekte 

sowie Open-Source- und Linux-spezifische 

Technologien 

Referenten gesucht: Das Open Source Forum der Cebit bildet den Rahmen für 

Vorträge über Linux und freie Software. 

sein. Von besonderem Interesse 

sind der Themenbereich 

„Open Source in der Mobile- 

IT“ sowie Themen, die an das 

Cebit-Leitthema 2013 „Shareconomy“ 

anknüpfen. 

Ihre Vorschläge können Interessierte 

per Formular unter 

[http://www.linux‐magazin.de/cfp] 

einreichen. Als Vortragsdauer 

inklusive anschließender Fragen 

und Antworten sind jeweils 

45 Minuten vorgesehen, 

als Vortragssprachen kommen 

Deutsch und Englisch in 

Frage. 

Über die Vergabe der Vortragsplätze 

entscheidet eine 

internationale Jury aus Open- 

Source-Experten. Die Einreichungsfrist 

endet am Mittwoch, 

dem 9. Januar 2013. n 

Red Hats PaaS: Open Shift ist fertig 

Nach RHEV und verschiedenen 

anderen Produkten legt 

Red Hat nach und bringt jetzt 

mit Open Shift auch seine eigene 

PaaS-Lösung für die private, 

öffentliche oder hybride 

Cloud auf den Markt. 

Open Source durch und 

durch, das sei Open Shift, 

schreibt Red Hat in einem 

Announcement. Zwar ist die 

Plattform für Webentwickler 

schon länger erhältlich, doch 

die Enterprise-Edition gibt 

der Hersteller erst jetzt als 

Generally Available (GA) frei. 

Produktinformationen gibt es 

unter [https://openshift.redhat. 

com/app]. 

Open Shift Enterprise setzt 

auf RHEL, Jboss, Java, Ruby, 

Python, PHP sowie Perl und 

nutzt eine so genannte Cartridge-Architektur 

aus Virtualisierungscontainern 

(einer 

Kombination aus SE Linux, 

Cgroups und Namespaces), 

um die Middleware-Services 

für Entwickler leichter skalierbar 

zu machen. 

Ashesh Badani, Red Hats General 

Manager der Cloud Business 

Unit und von Open Shift, 

nennt das Produkt „die einzige 

offene PaaS-Umgebung 

für den Einsatz im eigenen 

Rechenzentrum“. Die prognostiziert 

guten Chancen am 

Markt sieht in einer Pressemitteilung 

auch die IDC: Stephen 

Hendrick, Group Vice 

President Application Develop 

ment und Deployment Research, 

spricht von 40 Prozent 

zu erwartenden Zuwächsen 

im PaaS-Bereich, die sich auch 

in den eigenen Rechenzentren 

abspielen werden. n

Aktuell 


14 

Mozilla-Jahresbericht 2011 

Die Mozilla Foundation hat 

einen Jahresbericht für 2011 

veröffentlicht. Die mit Bildern 

und Videos illustrierte 

Webseite [http://www.mozilla. 

org/en‐US/foundation/annualreport/ 

2011/] stellt Mozillas Vision 

vom Web dar: ein offener Ort, 

auf den alle Benutzer zugreifen 

können und gleichzeitig 

sicher sind. Dazu sollen die 

Mozilla-Aktivitäten beitragen, 

beispielsweise die Umsetzung 

des Datenschutz-Features „Do 

Not Track“ (DNT) in Mozillas 

Browser Firefox. 

Die Stiftungsvorsitzende Mitchell 

Baker schreibt in ihrem 

Blog: „Das Web ist innerhalb 

von nur 20 Jahren zu einer 

wichtigen Infrastruktur unseres 

täglichen Lebens geworden.“ 

Daher sei es wichtig, 

dass die Anwender die Kontrolle 

darüber nicht aus der 

Hand geben und das WWW 

verstehen. Dazu wolle auch 

Mozilla beitragen. Fast nebenbei 

präsentiert die Site noch 

harte Zahlen. Der Finanzbericht 

steht als PDF-Dokument 

zum Download bereit. n 

Virtuelle Red-Hat-Trainings jetzt auch für Europa 

Das Open-Source-Unternehmen 

Red Hat bietet seine 

Schulungen im virtuellen Format 

nun auch in Europa an. 

Das Angebot soll sich auf eine 

lange Themenliste und Zertifizierungen 

erstrecken, vom 

bekannten RHCE über Kurse 

zu Solaris bis zur Jboss-Administration 

und ‐Entwicklung. 

Die Termine für Deutschland 

finden sich unter [http://www. 

europe.redhat.com/training/dates/ 

?country=DEV], wo sie in Englisch 

angekündigt sind. 

Die Online-Schulungen werden 

live von Trainern betreut 

und bieten auch die Gelegenheit 

zu praktischen Übungen 

an virtualisierten Systemen. 

Sie erstrecken sich über drei 

bis fünf Tage, an denen je 

fünfeinhalb Stunden lange 

Schulungen stattfinden. n 

UEFI Secure Boot: Mühe mit der Microsoft-Signatur 

Die Bestrebungen der Linux 

Foundation, einen UEFI-Bootloader 

von Microsoft signieren 

zu lassen, gestalten sich 

mühsam. Das berichtet James 

Bottomley, Vorsitzender des 

technischen Beirats der Organisation, 

in seinem Blog. Die 

Foundation möchte für Linux- 

Anwender Tools bereitstellen, 

mit denen sie UEFI Secure 

Boot deaktivieren und umkonfigurieren 

können. Zudem 

soll es einen Pre-Bootloader 

geben, der beliebige andere 

Bootloader wie etwa Grub für 

Linux startet. 

In seinem Beitrag beschreibt 

Bottomley nun, dass sich die 

Prozedur für die signierten 

UEFI-Executables langwieriger 

und schwieriger gestalte 

als erwartet. Das „Abenteuer“, 

wie er es bezeichnet, 

beginne mit dem Erwerb eines 

Verisign-Schlüssels, mit dem 

man sich auf Microsofts Sysdev-Seite 

anmeldet und seine 

Identität beweist. Dazu signiert 

der Benutzer ein Binary 

und lädt es hoch. Eigentlich 

sollte dies mit einer bestimmten 

Windows-Version geschehen, 

doch offenbar erfüllt 

auch das freie Tool Sbsign 

seinen Zweck. 

Vor dem Signieren von UEFI- 

Programmen steht der Vertragsschluss 

mit Microsoft. 

Hier berichtet James Bottomley 

von zahlreichen Klauseln, 

die über die eigentlichen 

UEFI-Executables hinausgingen 

und beispielsweise GPL- 

Treiber ausschlössen. Einem 

Bootloader steht aber offenbar 

nichts im Wege. 

Das Signieren erfordert dann, 

die Binärdatei in ein Microsoft-Cabinet-Archiv 

zu verpacken, 

wozu das Open-Source- 

Programm Lcab taugt. Danach 

muss der Benutzer das Archiv 

mit seinem Verisign-Schlüssel 

signieren. Glücklicherweise 

gibt es auch hierfür mit Osslsigncode 

eine freie Lösung. 

Beim Upload kommt Microsofts 

Silverlight-Technologie 

zum Einsatz. 

Die bisherigen Versuche mit 

dieser Prozedur haben offenbar 

noch nicht zum Erfolg geführt. 

Somit besitzt die Linux 

Foundation derzeit noch keinen 

passend von Microsoft 

signierten UEFI-Bootloader. 

James Bottomley möchte sich 

weiter bemühen und die Datei 

bei Erfolg auf die Website der 

Organisation stellen. 

In der Zwischenzeit hat der 

Entwickler Matthew Garrett 

seinen Bootloader namens 

Shim in einer gebrauchsfertigen 

Version veröffentlicht. 

Im Unterschied zum Loader 

der Linux Foundation ermöglicht 

er, dass der Anwender 

sein eigenes Zertifikat im 

UEFI einspielt und den Bootloader 

selbst signiert. Unter 

[http://www.codon.org.uk/~mjg59/ 

shim‐signed/] ist sowohl der 

Quelltext zum Übersetzen 

als auch ein von Garrett signiertes 

Binary erhältlich. Der 

Bootloader Shim soll etwa bei 

Fedora 18 und Open Suse zum 

Einsatz kommen. n 

James Bottomley bemüht sich, von 

Microsoft einen signierten Bootloader 

für Linux zu bekommen.

Linux-Magazin 

ACADEMY 

Guadec 2013 in Tschechien 

Die Gnome-Entwicklerkonferenz 

Guadec wird 2013 im 

tschechischen Brno (Brünn) 

stattfinden. Die Gnome Foundation 

begründet ihre Entscheidung 

unter anderem 

mit der starken Open-Source- 

Community vor Ort. Die 

mährische Universitätsstadt 

beherbergt zahlreiche IT-Firmen, 

unter anderem eine Niederlassung 

von Red Hat. Das 

Entwicklertreffen soll vom 1. 

bis 8. August 2013 stattfinden. 

Die Webseite ist derzeit unter 

[http://www.guadec.org] im 

Aufbau. 

Der Zuschlag für 2014 ging an 

Strasbourg in Frankreich. Die 

frühe Entscheidung soll dem 

lokalen Team mehr Zeit für 

die Vorbereitung lassen. n 

Online-Training 

IT-Sicherheit 

Grundlagen 

mit Tobias Eggendorfer 

Standard HSTS soll Web sicherer machen 

Der neue Standard HSTS 

soll künftig dafür sorgen, 

dass Websites nur noch über 

HTTPS erreichbar sind, wenn 

sie entsprechend konfiguriert 

vorliegen. Die Internet Engineering 

Task Force (IETF) hat 

dafür RFC 6797 veröffentlicht 

und damit HTTP Strict Transport 

Security (HSTS) formal 

als Internetstandard festgeschrieben. 

Webserver, die entsprechend 

konfiguriert sind, erlauben nur 

noch verschlüsselte Verbindungen. 

Dies setzt allerdings 

voraus, dass Webbrowser auf 

das vom Server verschickte 

Header-Feld wie gewünscht 

reagieren. Der Sicherheitsmechanismus 

ist aber nicht von 

Haus aus immun gegen so 

genannte Man-in-the-Middle- 

Angriffe, die den Header manipulieren. 

Die Entwickler 

von Browsern wie Chrome 

und Firefox wollen deshalb 

eine Liste von Websites führen, 

die mit dem neuen Standard 

kompatibel sind. n 

Themen (Auszug): 

❚ physikalische Sicherheit 

❚ logische Sicherheit 

• Betriebssystem 

• Netzwerk 

❚ Sicherheitskonzepte 

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❚ Sicherheitsprüfung 

ISO normiert digitale Beweissicherung 

Als „ISO/IEC 27037:2012, 

Information technology – 

Security techniques – Guidelines 

for identification, collection, 

acquisition, and preservation 

of digital evidence“ 

ist jetzt ein internationaler 

Standard für die elektronische 

Beweissicherung verabschiedet 

worden. Die Norm regelt 

Beschaffung, Sammlung und 

Sicherung digitaler Beweise 

und den Erhalt ihrer Glaubwürdigkeit. 

Sie richtet sich 

an Personen und Organisationen, 

die mit der Auswertung 

digitaler Beweis befasst sind, 

aber auch an einschlägige 

Normungsgremien. 

Der Standard ersetzt keine 

rechtlichen Bestimmungen, 

sondern versteht sich als 

Praxis-Leitfaden. Entwickelt 

wurde er durch das Komitee 

„ISO/IEC JTC 1, Information 

Technology, Subcommittee SC 

27, IT Security Techniques“. 

Ein PDF ist für 140 Schweizer 

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Aktuell 


16 

Softwarepatente: Richard Stallman giftet gegen Apple 

Kein bisschen müde im Kampf 

gegen Softwarepatente zeigte 

sich der GNU-Erfinder Richard 

Stallman. Im November 

hat er in einer Rede in 

der Santa Clara University 

klar, deutlich und offenbar 

auch recht lautstark Stellung 

bezogen. Softwarepatente 

seien eine sehr große Gefahr 

und Apple generell der größte 

Patent-Aggressor, der überall 

auf der Welt Konkurrenten in 

aufwändige Gerichtsverfahren 

verwickle. 

Stallmans Rede war die einzige, 

die an diesem Novembertag 

nicht gestreamt wurde, 

schreibt Ars Technica. Grund 

dafür: Der Veranstalter, die 

Santa Clara Law Faculty, 

nutzt proprietäre Technik – da 

spielte der Free-Software-Verfechter 

nicht mit. Dafür soll 

es später eine Ogg- oder Web- 

M-Aufzeichnung geben, die 

sich auch mit freien Clients 

betrachten lässt. 

Erwartungsgemäß kritisierte 

RMS die anwesenden Verfechter 

der Softwarepatente. Sein 

Rundumschlag ist vertraut, 

die Argumentation reicht von 

Musik bis zur IT: In beiden 

Bereichen lasse sich nichts 

neu schaffen, das nicht auf 

dem vorherigen aufbaue, 

erklärt RMS. Nur eine Welt 

Richard Stallman hält das Unternehmen 

Apple für den gefährlichsten 

Angreifer auf freie Software. 

komplett ohne Technologie 

sei noch schlechter als eine 

mit Softwarepatenten. 

Im Interview mit Ars-Technica-Autor 

Joe Mullin geht er 

noch weiter: All das erzähle er 

seit 20 Jahren, doch in letzter 

Zeit verändere sich endlich 

die Rezeption durch die Leser 

oder Zuhörer: Immer mehr 

Firmen, zum Beispiel Rackspace, 

engagierten sich jetzt 

auch gegen Softwarepatente. 

Gleichzeitig gewinnen Bösewichte 

wie Apple zwar wichtige 

Verfahren mit Signalwirkung, 

doch am Ende verlieren 

auch sie gegen Patent-Trolle. 

Das Unternehmen Apple bezeichnete 

er dabei als den gefährlichsten 

Angreifer auf die 

Softwarefreiheit. Doch trotzdem: 

„Ich beobachte wachsende 

Unterstützung dafür, 

Patente aus der Welt der Software 

rauszuwerfen.“ n 

Zeit Online gibt API als Beta frei 

Umweltschützer speichern vor Ort 

Inhalte und Metadaten der 

„Zeit“ seit 1946 und von „Zeit 

Online“ stehen über ein offenes 

API bereit. Die Wochenzeitung 

und ihr Onlinedienst 

laden Tester ein, eigene Apps 

und Anwendungen zu programmieren, 

die den umfangreichen 

Datenbestand durchforsten 

und auswerten. 

„Wir laden alle an Programmierung, 

Datenanalyse und 

Visualisierung Interessierten 

ein, den Index aus mehreren 

Hunderttausend Artikeln 

zu erkunden“, schreibt das 

Team unter [http://developer. 

zeit.de]. Bis auf Weiteres sei 

die Nutzung des API für nicht 

kommerzielle Zwecke kostenlos, 

allerdings müssten Interessierte 

sich einen API-Key 

freischalten lassen und ihre 

Mailadresse angeben. n 

Die Webevangelisten haben ein einfaches, aber anschauliches Beispiel für eine 

Anwendung des Zeit-API gebaut. 

In einer Studie kommt das 

Öko-Institut Freiburg zu dem 

Schluss, dass lokale NAS- 

Speicher für Heimanwender 

nicht nur günstiger, sondern 

außerdem noch umweltverträglicher 

sind als die Speicherangebote 

im Internet, 

die unter dem Etikett Cloud 

Computing laufen. 

So fielen beispielsweise für 

das Speichern von 4,7 GByte 

Daten in einem Onlinespeicher 

55 Kilogramm CO 2 - 

Äquivalente an. Ein energieeffizienter 

NAS-Speicher in 

einem Heimnetzwerk dagegen 

erzeuge für die gleiche 

Datenmenge nur 150 Gramm 

CO 2 -Äquivalente. 

Die Speicherung im lokalen 

NAS soll darüber hinaus auch 

kostengünstiger sein. So kostet 

der lokale Netzwerkspeicher 

nach Berechnungen des 

Instituts pro TByte und Jahr 

rund 100 Euro. Die Cloudspeicher 

bieten zum gleichen 

Preis nur etwa 100 GByte 

Speicherplatz. 

Das Öko-Institut [http://oeko. 

de] hat im Rahmen des Projekts 

„Top 100“, das genaue 

Vergabekriterien für das Umweltzeichen 

„Der Blaue Engel“ 

entwickelt, auch noch 

Empfehlungen für den Einkauf 

kleiner Netzwerkspeicher 

abgeleitet. 

Ran Liu, eine wissenschaftliche 

Mitarbeiterin des Öko- 

Instituts, rät: „Beim Kauf 

sollten Verbraucherinnen und 

Verbraucher auf den Stromverbrauch 

der Geräte achten. 

Ein energieeffizienter Netzwerkspeicher 

mit zwei Festplatten 

verbraucht maximal 

58 Kilowattstunden pro Jahr. 

Ineffiziente Geräte können dagegen 

leicht das Doppelte verbrauchen.“ 

Die Geräte sollten 

über einen Standby-Modus 

verfügen, der mit nicht mehr 

als 4 Watt zu Buche schlägt. 

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Aktuell 

www.linux-magazin.de Kernel-News 02/2013 

18 

Zacks Kernel-News 

Kritik an den Udev-Maintainern 

Der Video4Linux-Maintainer 

Mauro Carvalho Chehab hat 

Probleme mit der Geräteverwaltung 

Udev beklagt. Dabei 

zählte er einige Schwierigkeiten 

auf, die er und seine Kollegen 

mit der Software haben. Er 

schreibt: „Bei Kernel 3.6 können 

wir sie mit einem schnellen 

Hack lösen. Bei 3.7 und 

3.8 wäre es aber besser, das 

Changeset »177bc7dade38b5« 

rückgängig zu machen. Dann 

würde Udev mit dem Wahnsinn 

aufhören, bei der Initialisierung 

der Gerätetreiber 

das Laden der Firmware zu 

verlangen.“ 

Sollten die Udev-Entwickler 

das nicht wollen, müsse er 

den Gerätemanager eben 

überlisten und ihm weismachen, 

das Kernelmodul sei bereits 

vorher geladen worden. 

Linus Torvalds ging sofort der 

Hut hoch, während er Chehab 

beipflichtete: „Udev hat 

verrückte neue Regeln geschaffen, 

die einfach falsch 

sind. Das derzeitige Udev ist 

kaputt und gehört repariert.“ 

Er bat Greg Kroah-Hartman, 

einen der ursprünglichen 

Udev-Autoren, einzuschreiten 

und für eine vernünftige 

Lösung zu sorgen. Greg warf 

den Debugger an, und Linus 

durchsuchte die Git-Historie. 

Torvalds lehnt Mauros Workaround 

im Kernel ab: „Es ist 

doch Wahnsinn, den Kernel 

um die Fehler in Udev herum 

zu programmieren.“ 

Kay Sievers, einer der Udev- 

Maintainer, nahm zu den Anschuldigungen 

Stellung. Er dementierte, 

dass die Geräteverwaltung 

kaputt sei. Es handle 

sich lediglich um das Warten 

Die Kernelentwickler haben ihrem Ärger über den Gerätemanager Udev, den 

neben anderen Kay Sievers geschrieben hat, Luft gemacht. 

auf einen Timeout, und die 

Blockade finde irgendwo im 

Userspace im Zusammenspiel 

mit dem Kernel statt. Die 

Kernelentwickler sollen seiner 

Meinung nach die Abhängigkeit 

vom Userspace beheben. 

Das gefiel Linus gar nicht. Er 

argumentiert, das Problem 

existiere erst seit einigen Patches 

für Udev. Zudem schickte 

er einen trotzigen Workaround 

für den Kernel. Doch 

Kay behauptete weiterhin, 

die Schuld läge beim Kernel, 

Udev sei nur langsam, mache 

aber nichts falsch. Der neue 

Workaround gefiel ihm. 

Da explodierte Linus erneut: 

„Natürlich ist die Lösung im 

Kernel besser. Aber das liegt 

daran, dass unsere Maintainer 

den Code wichtig nehmen 

und keine Regressionen dulden. 

Geht etwas kaputt, machen 

wir die entsprechenden 

Änderungen rückgängig. Also 

lösen wir auch dieses Problem 

im Kernel, aber nicht, weil es 

so sein muss – die Wartung 

von Udev geht einfach den 

Bach runter, seit Greg nicht 

mehr dabei ist.“ 

Al Viro gab Kay den Rat: „Repariert 

einfach Udev. Falls 

nicht, sollte jemand die letzte 

gute Version forken.“ n 

Boottime misst die Startzeit 

Lee Jones vom Linaro-Projekt 

hat ein Patch eingeschickt, 

das misst, wie lange ein System 

zum Booten braucht. Das 

Tool Boottime stammt von 

Jonas Aaberg und zeichnet 

auch Fehlermeldungen während 

des Systemstarts auf. 

Christian Gmeiner wies darauf 

hin, dass der Code zwar 

unter ARM, aber nicht auf 

x86-Rechnern funktioniere. 

Prompt lud Lee ihn ein, die 

Software zu portieren. 

Dan Murphy, ebenfalls TI-Entwickler, 

fand heraus, dass die 

Software für zwei Systeme die 

exakt gleiche Bootzeit ausgab, 

was höchst unwahrscheinlich 

ist. Russell King sah sich das 

Patch genauer an und fand einige 

Dateien, die es in Sys-FS 

anlegt, so hässlich wie sonst 

nur im Proc-FS erlaubt – mit 

eigenwilligen Formatierungen 

und mehreren Informationshappen 

pro Datei. Arnd Berg 

Bergmann wies darauf hin, 

dass die Dateien eigentlich 

Debug-FS nutzen, auch wenn 

sie unter »/sys« liegen, und 

dort sei so etwas gestattet. Die 

Entwickler zeigten großes Interesse 

an Boottime, das gute 

Aussichten auf die Aufnahme 

in den Kernel hat. 

n

Energiezähler 

Signierte Kernelmodule 

Man könnte meinen, Linus als 

„wohlwollender Diktator“ des 

Kernels implementiere neue 

Features für das Betreibssystem 

einfach eigenwillig. Doch 

vor allem bei Subsystemen 

des Kernels, die ihm nicht 

besonders vertraut sind, wendet 

er sich wie jeder andere 

Entwickler an die zuständigen 

Maintainer oder diskutiert sie 

auf der Mailingliste. 

Sein jüngster Vorschlag betrifft 

kryptographische Signaturen 

für Module. Mit deren Hilfe 

könnte der Kernel erkennen, 

ob ein Modul vom Administrator 

des Rechners oder der 

Linux-Distribution abgesegnet 

ist. Da das weitreichende 

Konsequenzen hätte, formulierte 

Torvalds seine Idee als 

Request for Comments (RFC). 

Er schlägt vor, die Signatur 

aus dem Build- in den Installationsvorgang 

zu verlagern, 

um den Vorgang zu beschleunigen. 

Der Red-Hat-Entwickler David 

Howells zeigt sich begeistert. 

Er möchte das automatische 

Pawel Moll soll für seinen Arbeitgeber 

ARM Informationen 

über den Energieverbrauch 

von Prozessoren unter Linux 

ermitteln. Mit seinen Implementierungsideen 

wandte er 

sich an die Kernel-Mailingliste. 

Ihm waren drei Möglichkeiten 

eingefallen: Erstens könnte er 

ein einfaches Trace Event definieren, 

dass sich mit Hwmon 

oder einem anderen Treiber 

auslösen lässt. 

Der zweite Ansatz wäre eine 

Performance Monitoring 

Unit (PMU), die Informationen 

zum Energieverbrauch 

per Sys-FS zugänglich macht. 

Schließlich gäbe es noch die 

Möglichkeit, ein neues API 

für Energiedaten im Kernel zu 

schaffen. Derartige Versuche 

seien allerdings schon mehrmals 

gescheitert, schreibt 

Günter Röck. 

Thomas Renninger von Suse 

schlägt daraufhin vor, die 

Energiestatistik im Userspace 

umzusetzen, um den Kernel 

nicht zu belasten. In dieser 

Richtung möchte Pawel nun 

arbeiten. 

n 

Signieren sogar ganz abschaffen. 

Der Admin soll es einfach 

bei Bedarf von Hand erledigen. 

Das findet Linus aber 

übertrieben, denn es würde 

jedem viel Arbeit aufbürden, 

der den Kernel-Quelltext 

selbst kompiliert. 

Torvalds hat schon ein verlockendes 

Anwendungsszenario 

vor Augen: Wer einen zufälligen 

Schlüssel verwendet, um 

einen Kernel samt Modulen 

zu signieren, und den Schlüssel 

anschließend vernichtet, 

erhielte ein System, das fast 

immun gegen Rootkits wäre. 

Das Gegenbeispiel, in dem eine 

Distribution dem Nutzer 

ihre signierten Module aufzwingt, 

hält er aber nicht für 

plausibel. Im Gegenteil, die 

Anwender könnten sich mit 

eigenen Signaturen unabhängig 

machen. 

Der Rest der Diskussion drehte 

sich um technische Details 

von Linus’ Code. Rusty Russell 

und Josh Boyer schickten einige 

Verbesserungen an die 

Mailingliste. 

n 

Acknowledgement in Git 

Al Viro möchte einen Teil der 

Prozedur ändern, nach der 

Patches in den Kernel wandern: 

Die Acknowledgement- 

Zeile am Ende des Codes gibt 

an, welcher Entwickler das 

Patch gutheißt. Al möchte 

sie als eigenes Objekt in Git 

einspeisen. „Häufig erfolgt 

das Ack erst, wenn der Code 

schon ins Repository gepusht 

ist“, schreibt er als Begründung. 

So ließe sich »Acked‐by« 

oder »Tested‐by« nachträglich 

anhängen, statt den Commit 

per »git commit ‐‐amend« zu 

bearbeiten. 

Der deutsche Embedded- 

Entwickler Thomas Gleixner 

kann die Situation gut nachvollziehen. 

Er hätte aber 

gerne ein Protokoll des verspäteten 

Ack im Git-Protokoll. 

Deshalb schlägt er die 

Kommandozeile »git ‐‐attach 

SHA1 Kommentar« vor. Der 

Github-Mitarbeiter Jeff King 

dagegen möchte lieber den 

bereits vorhandenen Befehl 

»git notes add ‐m Kommentar 

SHA1« verwenden. Diese 

Notiz speichert Git nämlich 

in einem eigenen Zweig, der 

sich wie üblich pushen und 

pullen lässt. 

Thomas zeigt sich von diesem 

Vorschlag sehr angetan, 

auch andere Entwickler antworteten 

Jeff begeistert. Linus 

Torvalds dämpfte jedoch 

ihren Enthusiasmus, indem 

er schrieb: „Diese Notizen 

eigenen sich gut für einen 

lokalen Workflow. Man sollte 

sich aber nicht darauf verlassen, 

dass Git sie überallhin 

transportiert. Sie sind ein optionales 

Feature, das heißt, 

die Acks gehen vermutlich 

verloren, darum ist das keine 

Lösung für den Kernel.“ 

Al möchte aber gerade eine 

Methode für den Kernel-Quellcode. 

Er schlägt einen leeren 

Commit nach dem Muster 

»git commit ‐‐allow‐empty« 

vor, in dessen Kommentarfeld 

man nachträglich das 

Acknowledgement schreiben 

könnte. Linus findet das Thema 

nicht so wichtig: „Das ist 

die Mühe nicht wert und lenkt 

nur ab. Es steht ja keine unverzichtbare 

Informationen 

in diesen Zeilen. Pusht ein 

Entwickler seinen Code ohne 

Acks, ist der Code trotzdem 

im Repository.“ 

Ingo Molnar weist darauf 

hin, dass ein Acknowledgement 

hauptsächlich vor der 

Aufnahme eines Patch von 

Bedeutung sei. Ist das Patch 

einmal im Kernel, wird es zu 

einer bürokratischen Randnotiz. 

(Zack Brown/mhu) n 

Das Acknowledgement, kurz Ack, ist ein optionaler Teil des Entwicklungsprozesses, 

wie Linus Torvalds in »Documentation/SubmittingPatches« schreibt. 

Kernel-News 02/2013 

Aktuell 


19

Aktuell 

www.linux-magazin.de XP Days 02/2013 

20 

XP Days Germany 2012 in Hamburg 

Technisch und agil 

Extreme Programming (XP) und agile Methoden bemühen sich, das Arbeiten im Team möglichst produktiv zu 

gestalten. Die „XP Days Germany“ gaben vom 29. November bis 1. Dezember neue Anregungen. Carsten Zerbst 

©Christian Kalnbach 

Abbildung 1: Stefan Roock vom Mitveranstalter IT-Agile empfahl über die Vielfalt von Know-how im Team nachzudenken. Viele Programmpunkte 

der XP Days 2012 waren interaktiv, beispielsweise auch Andreas Havensteins Lean-Startup-Workshop. 

Hamburg, Ende November 

2012: Während vor den Fenstern 

die Schlittschuhläufer in 

den Wallanlagen ihre Bahnen 

ziehen, sitzen rund 150 Entwicklerinnen 

und Entwickler 

in den Räumen der Hand werkskammer, 

um Neues über agile 

Entwicklung zu erfahren. 

Technisches 

Die ersten beiden Tage der XP 

Days 2012 in Hamburg gaben 

sich ausgesprochen technisch. 

So demonstrierten Jendrik Johannes 

und Mirko Seifert, wie 

sie mit Hilfe ihres Frameworks 

Buildboost [1] die Build-Zeiten 

komplexer Projekte in den 

Griff bekommen. 

Mark Michaelis und Martti 

Jeenicke erläuterten ihren 

Ansatz zum automatisierten 

GUI-Testen. Dass ein „Läuft 

jetzt“ nicht das einzige Ziel 

der Software-Entwicklung 

sein kann, legten unter anderem 

Elmar Jürgens, David 

Burkhart und Joachim Melcher 

dar. Bei Elmar Jürgens 

drehte sich alles um duplizierten 

Code und das damit verbundene 

Wartungsproblem. 

Das von ihm mitentwickelte 

Werkzeug Conqat [2] macht 

solche Dubletten ausfindig 

und hilft sie entfernen. Die 

beiden anderen Redner sind 

beim XP-Days-Mitveranstalter 

Andrena Objects angestellt 

und präsentierten mit Usus 

[3] ein Eclipse-Plug in für 

Softwaremetrik. 

Auf die technischen Themen 

folgten die organisatorisch 

orientierten Beiträge. Highlights 

waren der Vortrag von 

Henrik Berglund zum Thema 

Teambuilding und die Betrachtung 

von Stefan Roock, 

wie viele Kenntnisgebiete ein 

Entwicklungsteam sinnvollerweise 

abdecken sollte. 

Ein gutes Dutzend Sitzungen 

fand nicht klassisch als Frontalvortrag 

statt, sondern als 

Live-Interaktion mit dem Publikum. 

Im inzwischen üblichen, 

japanisch inspirierten 

Vokabular sprach man von 

Katas (Übungseinheiten) in 

diversen Dojos (Übungsräumen) 

oder Pecha-Kutchas 

(Vorträgen mit 20 Folien zu je 

20 Sekunden Dauer) über kleinere 

Themen. 

Scala mit Tempo 

Aber auch große Formate wie 

„Scala in vier Stunden“ forderten 

das Publikum zum Mitmachen 

auf: Ziel von Christoph 

Mathis und Daniel Zappold 

war es, den 20 Teilnehmern 

diese Sprache näherzubringen. 

Mit einer Mischung aus 

Speed Learning und Pair Programming 

gelang dies besser 

als beim Frontalunterricht. 

Egal ob bei diesem oder anderen 

Programmpunkten: Es 

ergab sich fruchtbarer Austausch 

zwischen Publikum 

und Referenten, bei dem alle 

Anwesenden auch Fragen zu 

Best Practices angeregt diskutierten. 

Die Meinung im Publikum 

über die Veranstaltung war 

durchweg positiv – nur 

durch das wacklige WLAN 

etwas gedämpft. Das zeigte 

auch die rege Beteiligung am 

Community Day am Samstag 

sowie an den Abendveranstaltungen. 

Coding-Wettbewerbe 

wie „Deutschland sucht den 

agilen Entwickler“ hielten die 

Anwesenden in der Handwerkskammer, 

die Konferenz 

konnte also auch abends gegen 

die Vergnügungsangebote 

der Hansestadt bestehen. 

Die Vorträge der XP Days stellen 

die Veranstalter auf der 

Website [4] bereit, die Ergebnisse 

des Community Day 

sind dagegen auf Github [5] 

zufinden. (mhu) 

n 

Infos 

[1] Buildboost: [https:// github. 

com/ DevBoost/ BuildBoost] 

[2] Conqat: 

[https:// www. conqat. org] 

[3] Usus: [http:// code. google. 

com/ p/ projectusus/] 

[4] XP-Days-Homepage: 

[http:// xpdays. de] 

[5] Ergebnisse des Community 

Day: [https:// github. com/ 

xpdays/ openhackspace/ wiki]


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Im Schatten von NFS und Samba reifen Netzwerk-Filesystem-Newcomer heran 

Die Überflieger 

Einführung 02/2013 

Titelthema 

Verteilte und Cluster-Dateisysteme gelten als Überflieger in Sachen Fileserver. Die Newcomer sollen die Lücke 

zwischen NFS und SMB einerseits und teuren SANs andererseits schließen. Selbst Microsoft, ein bei allen wichtigen 

Themen zuverlässiger Hinterher-Spinger, entwickelt mit SMB 3.0 ein Faible für Infrastruktur. Jan Kleinert 


23 

Inhalt 

24 Verteilte Filesysteme 

Ceph, Gluster, Xtreem-FS, FHG-FS, Lustre 

und Open AFS im Vergleich. 

34 Ceph und Gluster 

Im Storage-Cluster verschwimmt die 

Grenze zwischen Storage und Server. 

32 Storage-HA 

Fast jedes der zahlreichen Netzwerk- 

Dateisysteme verfolgt seinen eigenen 

Ansatz zur Ausfallsicherheit. 

42 Großer Benchmark 

Am Ende des Fileserver-Tages zählen vor 

allem erzielbare Datendurchsätze. Das 

Linux-Magazin hat nachgemessen. 

Das neue Jahr startet das Linux-Magazin 

mit dem Thema Netzwerk-Dateisystemen. 

Was sich vermeintlich nach dem 

Duell zweier alter Herren, NFS und 

Samba, anhört, erweist sich als Getümmel 

hochmotivierter Nachwuchskräfte. 

Die haben mit dem Start ihrer Karrieren 

bereits Features eingebaut, die man bei 

NFS oder Samba erst aufwändig nachrüsten 

muss. Wie sich das Mehr an Funktion 

der Nachwuchskader und das Weniger an 

Erfahrung in der Geschwindigkeit niederschlagen, 

versucht der letzte Artikel des 

Schwerpunkts herauszufinden. 

Dass das bislang in Sachen Innnovation 

eher schlurfig daherkommende Infrastruktur-Thema 

in den letzten Jahren 

tatsächlich Fahrt aufgenommen hat, lässt 

sich an einem verlässlichen Spätindikator 

messen: Microsoft. Bei allen wichtigen 

Themen wie Internet, Application Service 

Providing oder Smartphone-Betriebssystemen 

ist die umsatzstärkste Softwarefirma 

der Welt zuverlässig auf jeden fahrenden 

Zug aufgesprungen – aber jedesmal erst 

auf den letzten Wagon. Mit Windows Server 

2012 läuft das offenbar nicht anders. 

Während Linux- und andere Systeme 

bereits in der 1. Klasse speisen, beginnt 

Microsoft das neue Netzwerk-Dateisystem 

SMB 3.0 mühsam zu propagieren, 

zumal es sich technisch um ein umbenanntes 

SMB 2.2 handelt [1]. 

Bei dem Dateisystem stehen zwei Neuerungen 

beim Failover-Clustering im Vordergrund: 

SMB Transparent Failover und 

das SMB Scale-Out. Keine richtige Ausfallzeit, 

sondern nur eine geringe Verzögerung 

verspricht Windows Server 2012 

mit SMB Transparent Failover mit zwei 

Knoten. Ist für die beteiligten Freigaben 

»Continuous Availability« aktiviert, stellt 

ein SMB-3.0-Mechanismus Verbindungen 

und Dateihandler automatisch um, sobald 

einer der Rechner ausfällt. 

Die Skalierbarkeit in früheren Windows- 

Dateiserver-Clustern war nicht wirklich 

erfrischend. Nun erweitert Microsoft das 

vorhandene Konzept der Cluster Shared 

Volumes (CSVs) um die so genannten 

SMB-Scale-Out-Dateiserver. Legt ein 

Admin einen solchen Dateiserver an, 

platziert er die Freigaben auf Verzeichnisse, 

die auf gemeinsamen Volumes 

eines CSV liegen. Die erhalten dadurch 

das Label »CSVFS«, obwohl sie weiterhin 

lokal mit NTFS formiert sind. 

Mühsame Aufholjagd 

Die Kombination aus Scale-Out und Transparent 

Failover schafft eine Plattform, bei 

der mehrere Server gleiche Freigaben 

iden tischen Inhalts nutzen, was die Ausfallsicherheit 

erhöht und zugleich die Arbeitslasten 

verteilt. Beides war mit Windows-Bordmitteln 

bislang so nicht möglich. 

Wer den Schwerpunkt dieses Magazins 

studiert, kann ermessen, wie sehr 

Linuxer besser gestellt sind. 

Der Zustand wird zweifellos auch noch 

eine Weile anhalten, da in Microsoftdominierten 

Umgebungen auch noch die 

Clients mitspielen müssen. Un die ganze 

Pracht von SMB 3.0 entfaltet sich erst 

mit Windows 8. Clients, die SMB 1 und 

SMB 2 sprechen, profitieren nicht von 

der SMB-Transparent-Failover-Funktion. 

Fällt ein Clusterknoten aus, auf den ein 

solcher Client zugreift, verliert der seine 

aktive SMB-Sitzung und damit alle offenen 

Handles auf Dateiserver. 

Ein ganz ähnliches Bild bietet sich dem 

Admin beim Skalieren: SMB-1.0-Clients 

können nichts mit SMB-Scale-Out-Freigaben 

anfangen („Zugriff verweigert“). 

SMB-2.0-Clients kommen nicht in den 

Genuss der ebenfalls neuen SMB-Mehrkanal-Funktionalität, 

der Schattenkopien, 

von SMB over Remote Direct Memory 

Access und der SMB-Verschlüsselung. 

Der Weg vom letzten Wagon in den Salonwagen 

erscheint weit. 

n 

Infos 

[1] Jeffrey Snover, „SMB 2.2 is now SMB 3.0“: 

[http://blogs.technet.com/b/ 

windowsserver/archive/2012/04/19/ 

smb‐2‐2‐is‐now‐smb‐3‐0.aspx]

Titelthema 

www.linux-magazin.de Dateisystem-Überblick 02/2013 

24 

Verteilte Dateisysteme unter Linux im Vergleich 

Verteilte Objekte 

Die Auswahl an verteilten Dateisystemen unter Linux kann sich sehen lassen. Über die Basisfunktionalität 

verfügen sie alle, die Unterschiede für den Einsatz liegen im Detail. Das Linux-Magazin hat sich die wichtigsten 

genauer angesehen und ihre Eigenschaften zusammengetragen. Udo Seidel 

serte Stabilität und asynchrone Schreibzugriffe 

folgten erst mit der Version 1.4, 

die bei Redaktionsschluss dieses Artikels 

erschien. Mit der stellen die Entwickler 

zudem die Bibliothek »libxtreemfs« 

für Java bereit. Anwendungen können 

sie nutzen, um direkt mit Xtreem-FS zu 

kommunizieren. Ein explizites Mounten 

ist dann nicht nötig. 

Made in Germany: 

Fraunhofer-FS 

© Giuseppe Anello, 123RF.com 

In Sachen verteilte Dateisysteme nehmen 

Suse und Red Hat unterschiedliche 

Positionen ein. Während RHEL voll auf 

Gluster-FS [1] setzt, bringt SLES das bereits 

in den Linux-Kernel integrierte Ceph 

[2] mit (siehe den Artikel „Speicher satt“ 

in dieser Titelstrecke). 

Neben den beiden Platzhirschen gibt es 

einige Projekte, die für spezielle Szenarien 

erfolgversprechendere Ansätze verfolgen. 

Dieser Artikel stellt Ceph und Gluster in 

einem breiten Überblick an die Seite von 

Xtreem-FS [3], FHG-FS [4], Lustre [5] 

und Open AFS [6]. Tabelle 1 fasst die 

wichtigen Eigenschaften der sechs Kandidaten 

übersichtlich zusammen. 

Aus dem Grid: Xtreem-FS 

Die Entwicklung von Xtreem-FS begann 

im Rahmen eines europäischen Forschungsprojekts, 

das an einem Linuxbasierten 

Grid-Betriebssystem arbeitete. 

Dieses Xtreem-OS [7] soll die Brücke 

zwischen den Vorteilen des Grid-Computing 

und der einfachen Verwaltung 

einzelner Rechner schlagen. 

Für die Ablage der Daten wollten die 

Entwickler ein verteiltes Dateisystem verwenden. 

Zu Projektbeginn 2006 erwies 

sich aber die Auswahl an möglichen Kandidaten 

unter Linux als recht dünn, auch 

weil die Anforderungen von Xtreem-OS 

– Verteilung, Sicherheit und Skalierbarkeit 

– das Feld deutlich einengten. So 

beschloss das Projekt, auch ein eigenes 

Dateisystem zu schaffen. 

Knapp drei Jahre später erschien Version 

1.0, die bereits parallele Lese- und 

Schreibzugriffe bot, ebenso die Replikation 

von Daten im Lese-Modus. Mitte 

2011 kam Version 1.3 heraus, die auch die 

Replikation im Schreib-Modus erlaubt. 

Zu dieser Zeit vollzogen die Entwickler 

des Dateisystems auch den Wechsel von 

der GPLv2 zur BSD-Lizenz. 

Die Unterstützung für Hadoop, die Re-Integration 

von Windows als Client, verbes- 

Die Wiege des Fraunhofer Gesellschaft 

File System (FHG-FS, manchmal auch 

Fraunhofer-FS) steht im Institut für 

Techno- und Wirtschaftsmathematik. Im 

Jahr 2004 beschlossen dessen Mitarbeiter, 

das bisher benutzte Lustre durch eine Eigenentwicklung 

abzulösen. Im Pflichtenheft 

fanden sich unter anderem folgende 

Anforderungen: keine Notwendigkeit für 

Kernelpatches, verteilte Metadaten sowie 

die Wahlmöglichkeit zwischen Ethernet 

und Infiniband für die Interconnects. 

Drei Jahre später konnten die Entwickler 

die erste Version von FHG-FS vorzeigen. 

Mittlerweile liegt das es in der Version 

2011.04 vor. 

Neben den oben genannte Punkten war 

und sind den Entwicklern HPC-Tauglichkeit 

und einfaches Verwalten des Dateisystems 

sehr wichtig. Der Aspekt Hochverfügbarkeit 

hingegen ist von geringer 

Priorität und soll erst in der nächsten 

Version mehr Beachtung finden. 

Zum gegenwärtigen Zeitpunkt ist nur der 

FHG-FS-Client weitestgehend im Quelltext 

verfügbar und unter der GPLv2 lizenziert. 

Leider haben Fraunhofers dem 

Clientcode auch ein paar Binärobjekte 

beigefügt, die wie manche anderen Komponenten 

einem End User Licence Agree-

Tel. 0 64 32 / 91 39-743 

Fax 0 64 32 / 91 39-711 

vertrieb@ico.de 

www.ico.de/linux 

SEIT 1982 

ment (EULA) für FHG-FS [8] unterliegen, 

aber kostenlos erhältlich sind. 

Daten über Daten 

Xtreem-FS und FHG-FS bauen auf ähnlichen 

Komponenten auf. Gemeinsamkeiten 

gibt es beispielsweise bei den Instanzen, 

die sich komplett um die Verwaltung 

der Metadaten kümmern. Beide Dateisysteme 

implementieren sie als Prozesse 

im Userspace. Zum Starten und Stoppen 

benutzt der Admin Init-Skripte. Xtreem- 

FS verwendet dafür den nicht privilegierten 

Account »xtreemfs«, bei FHG-FS läuft 

alles mit Rootrechten. 

Bei Xtreem-FS hört die Instanz auf den 

Namen MRC – Meta data and Replication 

Catalogue. Wie der Name impliziert, 

kümmert sich diese Verwaltungseinheit 

auch um das Replizieren von Daten, um 

so die Ausfallsicherheit zu erhöhen. Auch 

die MRC-Server selbst kann der Admin als 

eine Art Farm mit Failover-Funktionalität 

aufsetzen. Es sind mindestens drei Instanzen 

nötig, da die beteiligten Rechner 

die gültige Dateiversion per Mehrheitsentscheidung 

bestimmen. 

Die Metadaten selbst legt Xtreem-FS in 

der eingebetteten, dateibasierten Babu 

DB [9] ab. Deren Daten liegen lokal auf 

den einzelnen MRC-Servern. Damit im 

Fall eines Failover auch dem neuen Master 

alle Informationen vorliegen, muss 

Xtreem-FS diese immer synchron halten. 

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Service- 

Registrierung 

Xtreem-FS-Dir-Server 

Glücklicherweise müssen die Entwickler 

dazu fast gar nichts machen: Babu DB 

bringt die entsprechenden Kopiermechanismen 

bereits mit. 

Das Fraunhofer-FS hingegen kennt 

zwei Möglichkeiten für die Ablage der 

Metadaten: in einer normalen Datei oder 

in erweiterten Attributen. Während Ersteres 

dem Admin mehr Auswahlmöglichkeiten 

bei der Auswahl des Dateisystems 

erlaubt, ist der zweite Ansatz deutlich 

performanter. 

Die Entwickler empfehlen übrigens als lokales 

Dateisystem Ext 4, und zwar mit einer 

Inode-Größe von 512 Byte. In diesem 

Fall kann FHG-FS die Metadaten direkt im 

Inode ablegen. Fällt der Metadaten-Server 

aus, hängen alle Systemaufrufe, die 

auf eben jene Informationen zugreifen 

wollen, beispielsweise auch »stat()«. 

Die Ablage 

Die eigentlichen Daten verwalten bei 

X treem-FS und FHG-FS die Storage-Server, 

auch OSD (Object-based Storage Device) 

genannt. Auch dort laufen normale Prozesse 

im User Mode eines Linux-Systems, 

Init-Skripte übernehmen das Starten und 

Stoppen. Beide Dateisysteme organisieren 

die OSDs in Farmen, allerdings mit 

etwas unterschiedlichen Zielen. Sowohl 

Xtreem-FS als auch FHG-FS können die 

Last über mehrere Storage-Server verteilen. 

Sie unterteilen Dateien dazu in 

Dateisystem- 

Verwaltung 

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Xtreem-FS-MRC-Server 

Metadaten-Operation 

Xtreem-FS-Clients 

Xtreem-FS-OSD-Server 

Datenoperation 

Server 

Abbildung 1: Die Architektur von Xtreem-FS: Die Nutzdaten liegen in den OSDs, die Metadaten im MRC, und 

den Einstiegspunkt für die Clients stellt der Dir-Server da. 

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Titelthema 


26 

Management 

Server 

Admon 

Meta 

Storage 

Häppchen von 128 KByte (Xtreem-FS) 

beziehungsweise 512 KByte (FHG-FS) 

und legen diese so genannten Chunks 

(Stücke) auf der konfigurierten Anzahl 

von OSDs ab. Die Größe dieser Häppchen 

kann der Anwender auch nach seinen 

Wünschen konfigurieren. 

Xtreem-FS nutzt zusätzliche OSDs für Kopien 

der Daten, um die Ausfallsicherheit 

zu erhöhen. Die beteiligten Server wählen 

dazu einen Master, der sich durch ein 

Lease den anderen gegenüber als Chef zu 

erkennen gibt. Über ihn laufen sowohl 

Lese- als auch Schreibzugriffe. Bei neuen 

Anfragen kommt es erneut zum Auswahlprozess, 

gegebenenfalls gibt es ein neues 

Ober-OSD. Fällt der Master aus, bestimmen 

die verbliebenen Storage-Server einen 

neuen Chef. Macht eines der übrigen 

OSDs Probleme, verfügt Xtreem-FS über 

zwei Möglichkeiten, darauf zu reagieren: 

kompletter Fehlschlag oder Nutzung der 

verbliebenen Storage-Instanzen. Welchen 

Weg das Dateisystem wählt, bestimmt 

der Admin per Konfiguration. 

OSDs besitzen eine Art Zwitter-Funktionen. 

Sie sind einerseits Teile eines 

objektbasierten Storage-Systems und 

verwenden andererseits eine normales 

Dateisystem zur internen Datenverwaltung. 

FHG-FS empfiehlt die Verwendung 

von XFS, im Projekt-Wiki finden sich 

zahlreiche Tuning-Tipps für die Storage- 

Server: Mount-Optionen, optimale I/ 

O-Scheduler sowie Einstellungen für 

die Speicherverwaltung. Xtreem-FS ist 

bei der Wahl der Backend-Datenablage 

Metadaten-I/O 

flexibler, denn Funktionen wie Copy on 

Write oder Snap shotting haben die Entwickler 

bereits im eigenen Dateisystem 

eingebaut. 

Das große Ganze 

Daten-I/O 

FHG-FS-Clients 

Abbildung 2: Die Komponenten von FHG-FS: Metadaten-Server und OSDs kommunizieren ständig mit dem 

Management-Server, der Admin-Monitor dient zum Steuern der Dienste und gibt Statusinformationen aus. 

Ergänzend zur Daten- und Metadaten- 

Verwaltung ist eine Instanz mit Gesamtverantwortung 

erforderlich. Der Client 

soll einerseits recht wenig von der Topologie 

im Hintergrund wissen, muss 

aber andererseits einen Einstiegspunkt 

ins Dateisystem haben. Bei Xtreem-FS 

ist das der Dir-Server (Dir, Directory). 

Dieser dient als Zentralregistratur für die 

Dienste des Dateisystems, OSD, MRC und 

Volumes. Abbildung 1 zeigt die Architektur 

von Xtreem-FS im Überblick. 

Die Entwickler verwenden zur Ablage 

der Informationen der Dir-Instanz wiederum 

Babu DB. Auch ein Failover ist theoretisch 

– und analog zu den MRC-Servern 

– möglich. In den Tests des Linux-Magazins 

wollte dies aber nicht funktionieren. 

Für den produktiven Einsatz muss der 

Admin hier auf andere Mittel, etwa auf 

Pacemaker & Co. zurückgreifen. 

Beim Fraunhofer-Dateisystem übernimmt 

der Management-Server analoge Aufgaben. 

Metadaten- und OSD-Instanzen 

kommunizieren ständig mit ihm, denn 

er kennt die Konfiguration des FHG-FS- 

Verbunds (Abbildung 2). Auch hier besitzt 

das Dateisystem implizite Methoden, 

die Ausfällen vorbeugen sollen, aber 

bis die nächste Version die versprochene 

Besserung bringt, muss der Admin zusätzlich 

externe Maßnahmen ergreifen. 

Bei beiden Dateisystemen sind die Management-Instanzen 

wieder Prozesse im 

Usermode. 

Ein selbst gestecktes Ziel von Xtreem-FS 

war es, möglichst plattformunabhängig 

zu sein. Dies schlägt sich auch in der 

Auswahl von Java als Programmiersprache 

nieder, verhindert aber gleichzeitig 

eine Integration in den Linux-Kernel. Das 

Dateisystem greift daher auf das Userspace-Dateisystem 

Fuse [10] zurück. 

Obwohl Performance nicht das Hauptaugenmerk 

der Entwickler ist, empfehlen 

Abbildung 3: Das in Java umgesetzte Admin-GUI von FHG-FS heißt Admon. Es hilft bei der Installation, der 

Administration der Dienste und gibt Informationen zum Dateisystem aus.

sie doch, möglichst aktuelle Fuse-Bibliotheken 

zu verwenden. 

Das Fraunhofer-FS hingegen ist in C 

geschrieben, was unter anderem einen 

schnelleren Client im Kernel-Mode möglich 

macht. Die teilweise proprietäre Lizenzierung 

verhindert aber den Einbau in 

den Mainline-Kernel. Das Programmpaket 

kann aber vorhandene Schnittstellen 

benutzen, um das entsprechende Modul 

zu bauen. Dazu darf der Linux-Kernel 

nicht älter als Version 2.6.16 sein. 

Java im GUI 

An anderer Stelle verwendet aber auch 

FHG-FS Java – beim Admin-GUI (Abbildung 

3). Es vereinfacht die Installation 

der Software, die Integration neuer Rechner, 

das Starten und Stoppen von Instanzen 

und gibt sogar Einblick in Statistiken 

des Dateisystems. Eine Anforderung der 

Xtreem-FS-Entwickler war die Skalierbarkeit 

auf WAN-Ebene. 

Das Schicken von Daten über öffentliche 

Netzwerke ruft selbstverständlich Sicherheitsexperten 

und Datenschützer auf den 

Plan, deshalb erhielt das Dateisystem ein 

SSL-Modul. Das kann der Admin in zwei 

Modi betreiben: Zum Authentisieren oder 

zum Verschlüsseln der Kommunikationskanäle. 

Die notwendigen Zertifikate müssen 

lokal vorliegen, eine Integration in 

vorhandene PKIs ist nicht möglich. Das 

Verschlüsseln der Kommunikation erfolgt 

nach dem Prinzip „Alles oder Nichts“. 

Daher müssen alle Xtreem-FS-Komponenten 

die zugehörigen Zertifikate lokal 

installiert haben. 

Dies hat einen faden Beigeschmack, da 

insbesondere die Clientrechner möglicherweise 

in Bereichen mit recht niedrigem 

Sicherheitslevel stehen. Glücklicherweise 

lassen sich die Zertifikate mit 

Passwörtern schützen. Dabei gibt sich 

die Software aber eine peinliche Blöße: 

Solange der Client Zugriff auf Xtreem-FS 

hat, läuft ein entsprechender Mountprozess, 

und in dessen Parameterliste taucht 

das Passwort im Klartext auf. 

Alter Andrew 

Der Aufschwung verteilter Dateisystem in 

den letzten Jahren ist genau genommen 

schon der zweite – wenn nicht sogar 

dritte – Frühling dieser Technologie. Das 

Zusammenfassen lokaler Verzeichnisse 

in einem gemeinsamen Namensraum 

ist nicht wirklich neu, auch nicht unter 

Linux. Wer schon länger in der IT unterwegs 

ist, hat sicher schon vom Andrew 

File System (AFS) gehört. 

Die Entwicklung begann an der Carnegie 

Mellon Universität als Teil des 

Andrew-Projekts. Nach einer kommerziellen 

Phase in den 1990ern veröffentlichte 

IBM im Jahr 2000 schließlich den 

Quelltext. Dieser Termin gilt heute als 

Geburtsstunde von Open AFS, das unter 

IBM Public License steht. Analog zu 

Xtreem-OS und Xtreem-FS war AFS als 

Dateisystem-Überblick 02/2013 

Titelthema 


27 

Die heute führenden Spezialisten stammen oft aus der "Freie Software-Szene" und schulen seit 

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Titelthema 


28 

verteiltes Dateisystem nur als Hilfsmittel 

für das eigentliche Projekt gedacht. Ziel 

von Andrew war es, Dokumente, Programme 

und E-Mails einfach und sicher 

auszutauschen. 

Auch bei AFS und Open AFS gibt es Fileserver, 

deren Aufgabe das Verwalten der 

Dateien ist. Dafür läuft eine Reihe von 

Prozessen, die jeweils spezielle Aufgaben 

haben. Dazu gehören die Verwaltung des 

Platzes an sich, aber auch das Anfertigen 

und Verfolgen von (Sicherungs-)Kopien 

und die Zugriffskontrolle. Im Grunde besteht 

der Namensraum von (Open) AFS 

aus zwei Teilen: Auf den globalen Part 

können alle Rechner im Verbund zugreifen, 

er ist über einen einheitlichen Pfad 

zu erreichen. Jeder Client verfügt zudem 

Im HPC-Umfeld gibt es mit Lustre ebenfalls 

seit einiger Zeit ein gestandenes 

verteiltes Dateisystem. Die bewegte 

Geschichte dieses Softwareprojekts begann 

ebenfalls an der Carnegie Mellon 

Universität. Es folgte der Erwerb durch 

Sun Microsystems 2007 und der Aufkauf 

durch Oracle im Jahr 2010, dann das Hin 

und Her bezüglich des Supports von beüber 

einen lokalen Teil und verwaltet 

dort Daten, die nur für diesen Rechner 

von Interesse sind. 

Von jeher sind AFS-Verbünde recht groß, 

Tausende von Clientrechnern sind keine 

Seltenheit. Damit das Dateisystem für die 

verschiedenen Bedürfnisse und Anforderung 

verwaltbar ist, findet typischerweise 

eine Unterteilung in so genannte Zellen 

statt. Die Administration und Konfiguration 

von Zelle A ist dabei weitestgehend 

unabhängig von Zelle B. 

Aus Performancegründen cachen die 

Clients sehr stark. Lese- und Schreibzugriffe 

finden somit lokal statt. Änderungen 

an den Daten auf dem Client teilt der 

so genannte Cache-Manager dem Server 

mit. Er trägt auch dafür Sorge, dass die 

lokalen Daten ausreichend aktuell sind. 

So kann der AFS-Anwender sogar auf Daten 

zugreifen, wenn der entsprechende 

Server gerade nicht verfügbar ist. Das Sicherheitskonzept 

des Dateisystems beruht 

auf Kerberos und Zugriffskontrolllisten. 

Noch ein Senior: Lustre 

Tabelle 1: Verteilte Dateisysteme für Linux im Vergleich 

Eigenschaft 

Ceph und Ceph- Gluster-FS Xtreem-FS FHG-FS Lustre Open AFS 

FS 

Lizenz GPL GPL BSD GPL, FHG FS EULA GPL IBM Public License 

Server 

Server-Implementierung Usermode Usermode Usermode Usermode Usermode Usermode 

Sprache C C Java Java und C C C 

Server-Plattform Linux Linux Linux Linux Linux, Solaris Linux, Unix 

Zugriffsprotokoll(e) nativ nativ und NFS nativ nativ nativ nativ 

Blockgeräte-Zugriff ja nein nein nein nein nein 

Qemu-Integration ja nein (in Arbeit) nein nein nein nein 

Interconnect IP-basiert IP-basiert und 

Infiniband 

Dateiverschlüsselung nein nein (Prototyp 

vorhanden) 

IP-basiert 

IP-basiert und 

Infiniband 

IP-basiert und 

Infiniband 

nein nein nein nein 

Backend-Dateisystem XFS, Btr-FS, Ext 4 XFS, Ext 4 beliebig XFS, Ext 4 Ldisk-FS (Ext 4), 

ZFS 

Speicherobjekt 

Stripe 

(4096 KByte) 

Datei (außer 

beim Striping) 

Stripe 

(128 KByte) 

Stripe 

(512 KByte) 

Stripe 

(4096 KByte) 

Online-Größenänderung ja ja ja ja ja ja 

NAS-Ersatz ja ja ja ja ja ja 

SAN-Ersatz ja nein (in Arbeit) nein nein nein nein 

Ausfallsicherheit ja ja ja nein (geplant) ja ja 

GUI verfügbar nein ja (kommerziell) teilweise ja teilweise nein 

Hadoop-Integration ja ja ja k.A. ja ja 

Open-Stack-Integration ja ja nein (theoretisch 

möglich) 

Produktionsreif 

Client 

Client-Implementierung 

Blockgeräte- 

Schicht 

Kernel- und Usermode 

Client-Plattform Linux Linux, Unix Linux, Mac OS X, 

Windows 

nein (theoretisch 

möglich) 


möglich) 

IP-basiert 

Ext 2, 3, 4, XFS, 

JFS, … 

Datei 


möglich) 

Posix-Schicht n /a Posix-Schicht Posix-Schicht Dateisystem- 

Schicht 

Usermode Usermode Kernelmode Kernelmode Kernelmode 

Linux Linux, Solaris Linux, Unix, Mac 

OS X, Windows 

Posix-konform ja größtenteils größtenteils ja ja nein 

WAN-Verteilung nein ja nein nein nein ja 

Enterprise-Support ja ja nein ja ja ja 

Integration in Enterprise- 

Linux 

ja ja nein nein nein nein

stimmten Versionen. Seit 2011 fährt das 

GPLv2-lizenzierte Lustre in ruhigeren Gewässern. 

Die Firma Whamcloud [11] hat 

sich der Weiterentwicklung der Software 

angenommen und beschäftigt zwei der 

führenden Architekten. 

Die Architektur von Lustre folgt dem 

objektbasierten Ansatz. Dabei existieren 

separate Instanzen für Metadaten (MDS, 

Meta Data Server) und die eigentlichen 

Daten (OSS, Object Storage Server). Jeder 

MDS verfügt über ein MDT (Meta Data 

Target), das die Metadaten für Lustre 

speichert (Abbildung 4). 

Für die Daten gilt ein ähnliches Konzept: 

Jedes lokale Dateisystem, das der OSS 

für Lustre verwendet, entspricht einem 

OST (Object Storage Target). Zwei oder 

mehr OSTs pro Storage-Server sind dabei 

ganz normal. 

Punktueller Kontakt 

Lustre sieht prinzipiell nur einen MDS 

pro Verbund vor. Seine Ausfallsicherheit 

lässt sich mit klassischen Failover-Clustern 

erhöhen, der MDS bleibt aber der 

potenzielle Engpass, wenn viele Metadaten-Zugriffe 

zeitgleich erfolgen. Der 

SPOC-Ansatz (Single Point of Contact) 

von Lustre steht daher auch immer wieder 

in der Kritik. 

Zum Abspeichern der Daten auf den OSS 

verwendet Lustre typischerweise entweder 

Ext 3, Ext 4 oder ZFS – eventuell in 

etwas modifizierter Version. Im Falle von 

ZFS ist die Posix-Schicht ZPL (ZFS Posix 

Layer) überhaupt nicht erforderlich, denn 

Lustre interagiert direkt mit der ZFS-DMU 

(Data Management Unit). Neben dem 

Standard-Ext-4 kann der Admin auch 

eine angepasste Variante von Ext 3, das 

LDISKFS (Lustre DISK File System), einsetzen. 

Ziel dieses Backend-Dateisystems 

ist es, einige Schwächen von Ext 3 zu 

eliminieren. So findet die Allokierung der 

Blöcke für den Schreibzugriff im Vorhinein 

statt. Die Reservierung an sich erfolgt 

in größeren Einheiten – ähnlich dem 

Extent-basierten Ansatz von Ext 4. 

In der Standardkonfiguration legt Lustre 

alle Daten einer Datei auf einem OST ab 

und unterteilt sie in 1 MByte große Stücke. 

Das Verteilen über mehrere OST ist 

ebenfalls möglich und sogar empfohlen. 

Ohne dieses Striping ist die Größe eines 

Objekts in Lustre durch die Größe des 

Backend-Dateisystems limitiert. Im anderen 

Falle liegt das (theoretische) Limit 

bei zirka 30 Petabyte. 

Neben MDS und OSS gehören noch zwei 

weitere Komponenten zu Lustre: die Management 

Server (MGS) und das Lustre 

Network (LNET). Die MGS verwalten die 

Informationen über den Lustre-Verbund. 

Sie erhalten die notwendigen Daten von 

den anderen Komponenten und sind der 

erste Anlaufpunkt für die Clients. Analog 

zu den MDS muss der Admin auf externe 

Methoden zur Erhöhung der Ausfallsicherheit 

zurückgreifen. Aus Kostengründen 

hat sich dabei eine Doppelnutzung 

der Failover-Cluster bewährt: Der passive 

Knoten für Lustre-Verbund A ist der aktive 

für Lustre-Verbund B. Das LNET ist 

eine Schnittstelle für die Kommunikation 

mit den OSS und MDS. Es stellt eine Abstraktionsschicht 

über der eigentlichen 

Netzwerk-Topologie dar und vereinfacht 

die Sichtweise für Lustre. LNET unterstützt 

Ethernet und Infiniband. 

Grüne Wiese oder Spezialist? 

Die Auswahl an verteilten Dateisystemen 

für Linux ist ansehnlich, ihre Eignung für 

bestimmte Anwendungsszenarien unterschiedlich: 

Wer auf der grünen Wiese 

anfängt, sollte Ceph und Gluster bevorzugen. 

Deren Integration in Enterprise- 

Distributionen von Linux erleichtert ihren 

Einzug ins Rechenzentrum erheblich, 

und das aus technischer wie operativer 

Sicht. Die Verwendung als Unterbau für 

Hadoop oder die Virtualisierung sind 

weitere Pluspunkte, die sie für sich verbuchen 

können. 

Um Daten recht einfach, plattformübergreifend 

und in großen Netzwerken auszutauschen, 

sind Xtreem-FS oder der Veteran 

Open AFS prima Kandidaten. Liegt 

der Schwerpunkt bei Leistung im HPC- 

Sinne, gilt Lustre als gesetzt, ein Blick auf 

FHG-FS lohnt aber auch. (mhu) n 

Dateisystem-Überblick 02/2013 

Titelthema 


29 

MDS 

MGS 

Metadaten-Operation 

OSS 

Verbund- 

Informationen 

Clients 

Infos 

[1] Gluster-FS: [http:// www. gluster. org] 

[2] Ceph: [http:// www. ceph. com] 

[3] Xtreem-FS: [http:// www. xtreemfs. org] 

[4] FHG-FS: [http:// www. fhgfs. com] 

[5] Lustre: [http:// wiki. lustre. org] 

[6] Open AFS: [http:// www. openafs. org] 

[7] Xtreem-OS [http:// www. xtreemos. eu] 

[8] Lizenz des FHG-FS: [http:// www. fhgfs. 

com/ docs/ FraunhoferFS_EULA. txt] 

[9] Babu DB: 

[http:// code. google. com/ p/ babudb] 

[10] Fuse: [http:// fuse. sourceforge. net] 

[11] Whamcloud: [http:// wiki. whamcloud. com] 

Datenoperation 

Server 

Abbildung 4: Lustre folgt dem objektbasierten Storage-Ansatz. Es speichert die Daten in den OSS, die Metadaten 

liegen in der separaten Instanz MDS. Der Management-Server MGS verwaltet das Dateisystem. 

Der Autor 

Dr. Udo Seidel ist eigentlich Mathe-Physik-Lehrer, 

seit 1996 Linux-Fan und arbeitete als Linux/Unix- 

Trainer, Systemadministrator und Senior Solution 

Engineer. Heute ist er Leiter eines Unix-Teams bei 

der Amadeus Data Processing GmbH in Erding.

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Titelthema 

www.linux-magazin.de Ceph und Gluster 02/2013 

30 

Newcomer: Ceph und Gluster-FS 

Speicher satt 

Riesige und ausbaufähige Speicher sind das A und O in modernen Unternehmen. NAS und SAN sind der Standard, 

doch Trends wie Cloud Computing und Big Data lassen die Grenzen zwischen Storage und Server verschwimmen 

und bringen neue Ansätze hervor. Udo Seidel 

© Olena Buyskyh, 123RF.com 

Daten im Netz verteilt abzulegen bringt 

dem Administrator viele Vorteile: Es ist 

einfach sicherer, schneller und flexibler 

als jeder Fileserver. Fast alle im Storage- 

Umfeld tätigen Hersteller bieten entsprechende 

Produkte an, viele davon erfolgreich. 

Die Linux-Unix-Community hatte 

mit dem Andrew File System (AFS, [1]) 

einen technischen Vorreiter in den eigenen 

Reihen. Und sie generierte – wie so 

oft typisch für Open Source – gleich unzählige 

interessante Projekte: Ceph [2], 

Gluster [3], Xtreem-FS [4], FHG-FS [5] 

sind die wichtigsten. 

Gemeinsame Ansätze 

Trotz vieler Gemeinsamkeiten rund um 

die verteilte Datenspeicherung unterscheiden 

sich die Produkte nicht nur in 

technischen Belangen, sondern gerade in 

ihrer Ausrichtung und der ursprünglichen 

Motivation der Entwickler: Xtreem-FS ist 

quasi ein Nebenprodukt eines europäischen 

Grid-Computing-Projekts mit dem 

Betriebssystem Xtreem-OS [6]. Bei FHG- 

FS hat die Performance eine höhere Priorität 

als beispielsweise die Ausfallsicherheit. 

Gluster und Ceph haben besonders 

viele Benutzer gewinnen können, nicht 

zuletzt weil Enterprise-Linux-Distributoren 

darauf basierende Produkte auf den 

Markt gebracht haben ([7], [8]) oder 

daran arbeiten ([9], [10]). 

Datenspeicher im Netz 

Lokale Dateisysteme ohne Netzwerkfunktion 

hat das Linux-Magazin in einer 

der letzten Ausgaben [11] unter die Lupe 

genommen. Die in diesem Artikel behandelten 

Ablagen entspringen alle der 

Familie der so genannten Shared File Systems, 

bei denen zwei oder mehr Rechner 

Zugriff auf dieselben Daten haben. Dafür 

verwenden die Entwickler grundverschiedene 

Implementierungsansätze. 

Die bekanntesten Network-Filesysteme 

basieren auf Netzwerkprotokollen wie 

den verschiedenen Versionen von NFS 

([12] bis [14]) sowie CIFS oder SMB-FS 

[15]. Einen ähnlichen Ansatz verfolgen 

die so genannten parallelen oder auch 

verteilten Cluster-Dateisysteme, die vor 

allem in Hochverfügbarkeitsszenarien 

Einsatz finden. Hierher gehören Lustre 

[16], Google-FS [17] und Moose-FS [18]. 

Bei der zweiten Untergruppe, den Shared- 

Disk-Cluster-Dateisystemen wie GFS2 

[19] und OCFS2 [20] haben dagegen die 

Mitgliedserver des Clusters Datenzugriff 

auf Blockgerät ebene. 

Verteilte Dateisysteme 

trennen Daten von Metadaten 

Anders die neue Generation der verteilten 

Dateisysteme: Sie setzt auf eine Trennung 

der Verwaltung der Daten selbst und die 

der Metadaten, etwa der Dateirechte oder 

Dateinamen, also ähnlich wie bei den in 

einer Inode des lokalen FS gespeicherten 

Daten. Für Operationen wie Löschen 

oder Umbenennen kommuniziert der 

Rechner mit den Metadaten-Instanzen 

des verteilten Systems. Das Lesen und 

Schreiben der eigentlichen Daten findet 

auf den Storage-Komponenten statt, hier 

kommt der objektbasierte Ansatz zur 

Datenverwaltung ins Spiel. 

Zum gegenwärtigen Zeitpunkt gibt es besonders 

zwei große Anwendungsgebiete 

für verteilten Storage: zum einen als Ersatz 

für die traditionellen NAS-Lösungen, 

zum anderen als unbegrenzten, skalier-

aren, sicheren und flexiblen Datenspeicher 

für virtuelle Server. 

Intelligenter Speicher 

Bis zur Jahrtausendwende war Storage 

nicht sonderlich intelligent. Den Großteil 

der zur Speicherung von Daten relevanten 

Aufgaben erledigten Programme 

und Controller-Hardware außerhalb der 

Platte. Die Schnittstelle war einfach und 

mit Standards wie SCSI dokumentiert. 

Die zunehmende Leistungsstärke der 

Storage-Hardware warf aber die Frage 

neu auf, welche Aufgaben ein Fileserver 

übernehmen kann und soll. War bislang 

der Rechner für die Speicherverwaltung 

verantwortlich, sollte dies künftig der 

Storage selbst erledigen. 

Im neuen Ansatz tauschen sich Rechner 

und Speicher nicht mehr über Blöcke, 

sondern über so genannte Storage-Objekte 

aus. Blockallokierung und Platzverwaltung 

erledigt der Storage, nicht mehr 

der Rechner. Die Objekte sind recht allgemeinen 

Charakters, es können einfache 

Dateien, aber auch Partitionen sein. Die 

entsprechende Erweiterung des SCSI- 

Standards – die Object-based Storage Device 

(OSD) Commands – genehmigte das 

T10-Kommitee des Incits (International 

Committee for Information Technology 

Standards) im Jahre 2004 [21]. 

Seit Kurzem ist die zweite Generation des 

OSD-Standards fertig und verabschiedet 

[22]. Er versieht jedes Objekt mit einer 

64-bittigen Partitions-ID und einer 64-bittigen 

Objekt-ID. Der Zugriff des Rechners 

auf die Daten erfolgt über diese IDs. Die 

bekannten Datei-Operationen funktionieren 

wie gehabt, die Verwaltung erledigt 

aber OSD und nicht mehr der am Storage 

angeschlossene Rechner. Die von 

traditionellen Inode-basierten Dateisystemen 

bekannten Metadaten sind direkt im 

OSD-Objekt gespeichert, da sie aber nur 

für den angeschlossenen Rechner von Bedeutung 

sind, interpretiert die OSD-Platte 

diese erst gar nicht (Abbildung 1). 

Krakenhaft, aber GPL: Ceph 

Der Name des Dateisystems hat seinen 

Ursprung im Tierreich. Ceph ist eine gebräuchliche 

Bezeichnung für einen als 

Haustier gehaltenen Kraken, den Cephalopoden. 

Die Fähigkeit der Tiere, viele 

Tätigkeiten gleichzeitig 

auszuführen, erinnerte 

die Entwickler 

an die gewünschte 

hohe Parallelität ihres 

Dateisystems. 

Der Initiator Sage Weil 

begann das Projekt 

als Teil seiner Doktorarbeit 

an der University 

of California in 

Santa Cruz. Im Jahr 

2006 stellte er es auf 

der Usenix-Konferenz 

OSDI erstmals vor, seit 

Version 2.6.34 ist der 

Posix-Client offizieller 

Bestandteil des Linux- 

Kernels. 

In der Folge konzentrierten 

sich die 

Entwickler auf den 

Ausbau der Datenmaschinerie 

von Ceph. 

Insider kennen sie unter 

dem Name Rados 

(Reliable Autonomic 

Distributed Object 

Storage, [23]). Seit 

Kernel 2.6.37 kann der 

Anwender über eine 

Block geräte-Schnittstelle – also ohne die 

Posix-Schicht – Daten in Ceph verwalten. 

Die Tatsache, dass Ceph Bestandteil des 

Linux-Kernels ist, impliziert die Implementierung 

in C und unter der GPL. 

FHG und Gluster 

GNU GENERAL 

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Version 3, 29 June 2007 

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Free Software 

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to copy and distribute 

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license document, but 

changing it is not 

allowed. 

[...] 

Objekt 

Dies trifft übrigens für alle Komponenten 

des Dateisystems zu und ist nicht bei 

allen verteilten Dateisystemen der Fall. 

Bei FHG-FS beispielsweise steht nur der 

Client unter der GPL, nicht aber die restlichen 

Bestandteile. Die Entwicklung von 

Gluster-FS (Abbildung 2) begann mehr 

oder weniger hinter den verschlossenen 

Türen der gleichnamigen Firma. Mit der 

Übernahme durch Red Hat im Oktober 

2011 änderte sich dies aber grundlegend. 

Seit Januar 2012 gibt es ein Board und 

einen Community-Manager. Beide bemühen 

sich vor allem um erhöhte Präsenz 

von Gluster-FS in Distributionen. 

Im Gegensatz zu Ceph (Abbildung 3) ist 

das verteilte Dateisystem aus dem Hause 

Red Hat aber nicht Bestandteil des Linux- 

Objekt 

Objekt 

Objekt 

Objekt 

Objekt 

Objekt 

root:root 

0755 

24-12-2012 

gpl_v3.txt 

Daten 

Objekt 

Kernels und lebt komplett im Userspace. 

Obwohl ebenfalls modular aufgebaut, ist 

ein Betrieb ohne die Posix-Schicht nicht 

möglich. Projekte wie Heka-FS ([24], 

früher Cloud-FS) setzen auf Gluster-FS 

auf und fügen diesem interessante Funktionen 

hinzu, im Falle von Heka-FS ist 

dies die Mandantenfähigkeit. 

Unter den Objekten: XFS, 

Ext 4 oder Btr-FS 

ID 

Metadaten 

Attribute 

Abbildung 1: Bei der objektbasierten Datenverwaltung interessieren den 

Server die Metadaten des FS nicht. 

Moderne verteilte Dateisysteme basieren 

letztlich auf den Ideen der objekt basierten 

Datenverwaltung. Folglich gibt es ab einer 

gewissen Abstraktionsschicht viele Gemeinsamkeiten. 

So arbeiten sie alle nach 

dem Client-Server-Modell, aber auch eine 

Schicht tiefer hören die Gemeinsamkeiten 

nicht auf. Ceph und Gluster-FS verfügen 

beide über Speicherinstanzen, die für das 

Lesen und Schreiben der Daten zuständig 

sind. Für diese Aufgabe verwenden die 

OSDs (Ceph) beziehungsweise Storage- 

Bricks (Gluster-FS) ein ganz ordinäres 

Linux-Dateisystem. 

Ceph und Gluster 02/2013 

Titelthema 


31

Titelthema 


32 

Metadaten-I/O 

Storage-Instanzen 

Daten-I/O 

»/data/export1« »/data/export2« »/data/export3« »/data/export4« 

NFS 

Gluster 

Gluster-FS 

Gluster-FS-Clients 

Server 

Abbildung 2: Gluster-FS wird vor allem von Red Hat getrieben, ist aber noch nicht im Linux-Kernel angekommen. Als Fallback für den Client dient NFS. 

Für den Einsatz in produktiven Umgebungen 

empfehlen beide Projekte wärmstens 

XFS [25], erlauben aber auch die 

Verwendung von Ext 4 [26]. Die Ceph- 

Entwickler favorisieren mittelfristig das 

Linux-Dateisystem der Zukunft: Btr-FS 

[27]. Die Speicherinstanz selbst läuft als 

ganz normaler Prozess im Userspace. 

Ein Tintenfisch-Verwalter 

oder einfach ohne? 

Eine weitere gemeinsame Komponente 

verteilter Dateisysteme ist der Metadaten- 

Verwalter. Die Implementierung ist aber 

teilweise unterschiedlich. Bei Ceph gibt 

es dedizierte Serverinstanzen, die Metadaten 

lesen und schreiben, aber auch 

bereitstellen und empfangen. 

Die Performance der Metadaten-Verwaltung 

erweist sich oft als Engpass. Ceph 

umgeht dies durch gewichtete Lastverteilung 

über mehrere Server mit teilweise 

überlappenden Verantwortlichkeiten. 

Gluster-FS wählt einen anderen Weg und 

benutzt keinen expliziten Serverprozess. 

Verteilte Hashtabelle in Gluster-FS 

Distributed Hashtables verwenden so genanntes 

konsistentes Hashing. Ganz allgemein ordnet 

Gluster-FS jedem Datenobjekt zunächst 

einen Hashwert zu. Anhand dieses Hash entscheidet 

das Dateisystem, welcher Storage- 

Server für die Daten zuständig ist. Für die 

Partitionierung des Namensraums verwendet 

Gluster-FS dessen Dateinamen beziehungsweise 

den Hashwert. 

Metadaten wie Zeitstempel oder Zugriffsrechte 

liest das Dateisystem einfach 1:1 

aus dem Backend-Dateisystem. Gluster- 

FS-spezifische Informationen muss das 

Dateisystem nicht nachschauen, sondern 

berechnet sie gegebenenfalls (siehe Kasten 

„Verteilte Hashtabelle ...“). Sowohl 

Ceph als auch Gluster-FS verwenden 

keinen eigenen Speicher zum Ablegen, 

sondern nutzen OSDs beziehungsweise 

die Storage-Bricks. 

Monitoring 

Der aktuelle Zustand der Server im Dateisystemverbund, 

also die Information, 

welche Server welche Aufgaben wahrnehmen 

sollen und ob sie das auch tun, 

ist wichtig für den reibungslosen Betrieb. 

Bei Ceph gibt es so genannte Monitor- 

Instanzen, die diese Überwachungsfunktion 

wahrnehmen. Gluster-FS ist weniger 

umsichtig und verteilt die Überwachung 

und Handlungsprozeduren auf Serverund 

Client-Komponenten. Fällt eine Storage-Instanz 

weg, dann muss der Admin 

Verändert sich die Anzahl der Storage-Server 

oder der Name des Datenobjekts, dann wird 

das Umverteilen der Daten nötig. Der sauberste 

Weg wäre das Kopieren oder Verschieben der 

entsprechenden Objekte. Da dies aber auch 

dank neu zu erzeugender Hashes nicht unbedingt 

der performanteste Ansatz ist, wählt 

Gluster-FS einen Kompromiss und „verlinkt“ 

den Storage-Server. 

manuell den gewünschten Replikations- 

Level erneut herstellen – Ceph erledigt 

dies automatisch. 

Eine weitere ähnliche Komponente der 

Architekturen von Ceph und Gluster- 

FS liegt außerhalb des Serverteils: der 

Client. Um auf die Dateisystemschicht 

zuzugreifen, verfügen beide über eine 

Fuse-basierte Implementierung. Wie bereits 

weiter oben erwähnt, kann Ceph 

bei neueren Kerneln auch auf dessen 

Userspace-Anteil verzichten. Außerdem 

erlaubt der Krake den direkten Zugriff auf 

die Storage-Schicht und eröffnet damit 

ganz neue Möglichkeiten. 

Um erfolgreich zu sein, muss sich ein 

Softwareprojekt in das vorhandene Ökosystem 

integrieren. Für verteilte Datenspeicher 

bedeutet das Kompatibilität zu 

Hadoop [28], Open Stack [29] und 

Cloudstorage wie Amazons S3 [30]. Bei 

der Pflicht leistet sich keiner der Kandidaten 

eine Schwäche, aber in der Kür 

hat Ceph die Nase etwas weiter vorn. 

Eine REST-Schnittstelle (Representational 

State Transfer, [31]) gehört hier zum 

Lieferumfang, bei Gluster-FS ist sie noch 

recht jung. Außerdem kann der Admin 

diese bei Ceph so konfigurieren, dass sogar 

die von Amazon bekannten S3-Tools 

funktionieren. 

Unterschiede 

So viel zu den Ähnlichkeiten von Ceph 

und Gluster-FS. Unter der Haube offenbaren 

sich gravierende Unterschiede: Das

Ceph-Cluster- 

Monitor 

Metadaten- 

Instanz des 

Cluster 

OSD-Cluster 

eigentliche Herzstück von Ceph ist der 

Datenspeicher Rados [23]. Dessen Kernkomponente 

wiederum ist der Crush-Algorithmus 

(Controlled Replication Under 

Scalable Hashing, Abbildung 4, [32]), 

den der Kasten „Quasi-statistische Datenhäckselei“ 

erläutert. 

Die Daten einer Datei verstreut Ceph 

mehr oder weniger über alle vorhandenen 

Storage-Instanzen. Mit Hilfe von 

Platzierungsregeln lassen sich bestimmte 

Server bevorzugen und andere komplett 

ausschließen. Ausfallsicherheit gewährleistet 

Ceph durch Kopieren der Daten. 

Quasi-statistische Datenhäckselei 

Mit Crush verteilt Ceph die Daten quasi-statistisch 

über die OSDs. Mathematisch gesprochen 

und stark vereinfacht bekommt der Algorithmus 

einen Eingabewert n und berechnet daraus 

eine geordnete Liste L. Dabei ist n die 

so genannte Platzierungsgruppe, während L 

OSDs enthält. 

Zu speichernde Daten nimmt Ceph entgegen, 

unterteilt sie in handliche Häppchen von 4 

MByte Größe und bildet sie auf Storage-Objekte 

ab. Über einen Hashalgorithmus bekommt 

jedes Objekt nun eine der schon erwähnten 

Platzierungsgruppen zugewiesen. Die Platzierungsgruppen 

sind eine Abstraktionsschicht, 

um die Topologie der Storage-Server zu verbergen. 

Zur Berechnung der OSDs kommt Crush 

ins Spiel. 

Dazu benötigt Ceph aber noch die Antworten 

auf zwei Fragen: Wie sieht der aktuelle Zustand 

des Ceph-Clusters aus? Und welche Richtlinien 

regeln das Platzieren der Daten? 

Wie viele Kopien vorliegen, bestimmt 

der Admin wiederum durch Platzierungsrichtlinien. 

Ceph-Replikation 

Die Replikation erfolgt innerhalb der Storage-Server 

und ist für den Client vollkommen 

transparent, sowohl für normale 

Zugriffe als auch für den Fall des Ausfalls 

von einer oder mehreren Storage-Instanzen. 

Prinzipiell haben alle Mitglieder im 

Verbund – also Serverkomponenten und 

Clients – volle Sicht auf Rados und alle 

Diese Platzierungsregeln legen zum Beispiel 

fest, wie viele Kopien Ceph zur Erhöhung der 

Ausfallsicherheit anlegt. Hierher gehören aber 

auch Richtlinien, etwa dass die Kopien nicht auf 

dem gleichen Storage-Server (dem gleichen 

Rack, …, der gleichen Feuerzelle) landen. 

Clustermonitore 

Ceph 

Daten-Einund 

Ausgabe 

Ein- und Ausgabe 

von Metadaten 

Ceph-Clients 

Abbildung 3: Ceph verdankt seinem Namen vielarmigen Tintenfischen und ist voll im Kernel integriert. 

Den aktuellen Zustand des Ceph-Verbunds kennen 

die Clustermonitore. Sie verwalten die so 

genannte Clustermap. Diese enthält alle OSDs 

in einer hierarchischen, gewichteten Struktur. 

Fällt eine Storage-Instanz aus oder kommen 

neue dazu, aktualisieren die Monitore die Clustermap 

und geben sie an die OSDs weiter. Eine 

Veränderung im OSD-Verbund resultiert in den 

meisten Fällen in einer Umverteilung der Daten 

zwischen den Storage-Servern. Aufgrund der 

quasi-statistischen Natur von Crush muss Ceph 

im Schnitt nur 1/m der Objekte umlagern, wobei 

m die Anzahl der beteiligten Instanzen ist. 

enthaltenen Objekte. Dabei existieren 

prinzipiell zwei Möglichkeiten: Entweder 

über die Ceph-Bibliothek »librados« auf 

die Dateien oder über das so genannte 

Rados-Blockgerät (RDB, Rados Block 

Device) auf Blocklevel zugreifen. QEMU 

[33] ist schon entsprechend vorbereitet 

und in der Lage, die Daten der virtuellen 

Gäste direkt in Rados abzulegen und zu 

verwalten. 

Aber auch ohne entsprechend angepasste 

Anwendungen ist die Storage-Maschine 

nutzbar – vorausgesetzt das System hat 

einen Linux-Kernel 2.6.37 oder neuer. 

Hier kann der Admin den Rados-Speicher 

als Blockgerät, also wie eine normale 

Festplatte, zugänglich machen. Dabei 

verhält sich »/dev/rbdX« wie »/dev/sda«, 

ist aber zusätzlich für alle Rechner im 

Ceph-Verbund sichtbar. Experten bemerken 

hier sofort die Analogie zum klassischen 

Fibre-Channel- oder I-SCSI-SAN. 

Ein sauberer Locking-Mechanismus fehlt 

allerdings noch, doch daran arbeiten die 

Ceph-Entwickler bereits. 

Gluster und Translatoren 

Gluster-FS hat eine deutlich einfachere 

Storage-Maschinerie – seine Vorteile liegen 

an anderer Stelle. Da ist zunächst der 

sehr modulare Aufbau. Die Basis bilden 

die Storage-Server, auch Bricks genannt. 

Jede einzelne Funktion, beispielsweise 

Replikation oder Posix-Kompatibilität, ist 

durch so genannte Translatoren repräsentiert. 

Gluster-FS reiht diese entsprechend 

den gewünschten Funktionen zu einem 

Brick-Graph zusammen. Zwar beherrsacht 

Gluster-FS im Moment (noch) keine 

Verschlüsselung, es fehlt aber nur am 

passenden Translator. Das Nachrüsten ist 

dann ganz einfach. 

Analog versuchen die Entwickler Gluster- 

FS für die Virtualisierung aufzubohren. 

Ein neuer Translator soll direkt mit Partitionen 

oder Logical Volumes umgehen 

und kein Backend-Dateisystem erwarten 

[34]. Gluster-FS kann dann diese Blockgeräte 

direkt als Dateien zur Verfügung 

stellen – sie dienen als Imagedateien für 

virtuelle Gäste. Für Firmen mit verteilten 

oder Notfall-Rechenzentren hält das 

Dateisystem die Geo-Replikation bereit. 

Sehr einfach kann der Admin damit asynchrone 

und inkrementelle Kopien der 

Daten aufsetzen. Die Technik dahinter 

Ceph und Gluster 02/2013 

Titelthema 


33

Titelthema 


34 

Datei 

Objekte 

Platzierungs- 

Gruppe (PG) 

.... 

.... 

.... 

.... 

.... 

.... 

Inode, Objekt 

Hash (OID) 

Crush (PGID) 

OID 

PGID 

OSDX, OSDY 

OSDs 

Abbildung 4: Glusters quasi-statistische Dateiablage mit Crush setzt auf Platzierungsgruppen und OSDs. Dabei landet eine Datei auch mal in mehreren Objekten. 

basiert auf SSH und Rsync und lässt sich 

im Notfall auch vom Gluster-FS-unerfahrenen 

Benutzer debuggen. 

Der scheinbar einfache Aufbau von Gluster-FS 

ist aber auch seine große Stärke. 

Das Analysieren und Lösen von Problemen 

ist sehr viel leichter möglich. Fällt 

die Gluster-FS-Schicht aus, greift der 

Admin einfach auf die Daten im Backend- 

Dateisystem zurück. Neben dem Zugriff 

übers native Protokoll ist das verteilte 

Dateisystem auch über NFS erreichbar. 

Die notwendige Serverkomponente ist 

Teil von Gluster-FS, funktioniert aber wie 

bei NFS 4 nur mit TCP. 

Was bleibt, was kommt? 

Verteilte Dateisystem sind unter Linux 

keine Mangelware. Die Grundfunktionen 

sind dabei nahezu identisch. Der Unterschied 

– und damit das Entscheidungskriterium 

– liegt im Detail. Die hier genauer 

vorgestellten Gluster und Ceph decken 

ein breites Feld von Anwendungsfällen 

ab und haben ihren Ritterschlag durch 

entsprechende Produkte der Enterprise- 

Linux-Hersteller erhalten. 

Verschiedene Herausforderungen liegen 

aber noch vor den Dateisystemen und 

ihren Admins. Probleme lokaler Dateisysteme 

zu lösen ist schon nicht trivial, 

der verteilte Charakter, den Ceph durch 

Crush noch steigert, vereinfacht dies 

nicht. Ein Art »fsck.cephfs« würde den 

Admin sicherlich ruhiger schlafen lassen. 

Dennoch vollzieht sich gerade ein Paradigmenwechsel 

in der Welt der Datenspeicher. 

Die Grenzen zwischen Storage, 

Netz und Servern verschwimmen und 

damit ändern sich auch die Aufgaben der 

jeweiligen Admins. (mfe) 

n 

Infos 

[1] AFS: [http:// de. wikipedia. org/ wiki/ 

Andrew_File_System] 

[2] Ceph: [http:// www. ceph. com] 

[3] Gluster: [http:// www. gluster. org] 

[4] Xtreem-FS: [http:// www. xtreemfs. org] 

[5] FHG-FS: [http:// www. fhgfs. com] 

[6] Xtreem-OS: [http:// www. xtreemos. org] 

[7] Red Hat Storage Server: [http:// www. 

redhat. com/ products/ storage‐server] 

[8] Suse-Cloud: [http:// www. suse. com/ 

products/ suse‐cloud] 

[9] Inktank und Canonical: 

[http:// www. inktank. com/ news‐events/ 

new/ inktank‐partners‐with‐canonical] 

[10] Inktank und Ceph: 

[http:// www. inktank. com/ news‐events/ 

new/ shuttleworth‐invests‐1‐million‐inceph‐storage‐startup‐inktank/] 

[11] Titelthema „Dateisystem-Meisterschaft“, 

Linux-Magazin 07/12, S. 22 bis 39 

[12] NFS: [http:// tools. ietf. org/ html/ rfc1094] 

[13] NFS 3: [http:// tools. ietf. org/ html/ rfc1813] 

[14] NFS 4: [http:// tools. ietf. org/ html/ rfc3530] 

[15] CIFS 1.0: [http:// tools. ietf. org/ html/ 

draft‐leach‐cifs‐v1‐spec‐01] 

[16] Lustre: [http:// wiki. lustre. org/ index. php/ 

Main_Page] 

[17] Google-FS: [http:// queue. acm. org/ detail. 

cfm? id=1594206] 

[18] Moose-FS: [http:// www. moosefs. org] 

[19] GFS: 

[http:// www. sourceware. org/ cluster/ gfs] 

[20] OCFS2: 

[http:// oss. oracle. com/ projects/ ocfs2/] 

[21] Die OSD-Familie: [http:// www. t10. org/ 

drafts. htm# OSD_Family] 

[22] Ansi/Incits 400-2004: [http:// www. 

techstreet. com/ standards/ INCITS/ 

400_2004? product_id=1204555] 

[23] Rados: 

[http:// ceph. com/ docs/ master/ rados/] 

[24] Heka-FS: [http:// hekafs. org] 

[25] XFS: [http:// xfs. org] 

[26] Ext 4: [http:// ext4. wiki. kernel. org] 

[27] Btr-FS: [http:// btrfs. wiki. kernel. org] 

[28] Hadoop: [http:// hadoop. apache. org] 

[29] Open Stack: [http:// www. openstack. org] 

[30] AWS: [http:// aws. amazon. com/ de/ s3/] 

[31] REST: [http:// www. ics. uci. edu/ ~fielding/ 

pubs/ dissertation/ rest_arch_style. htm] 

[32] Crush: [http:// www. ssrc. ucsc. edu/ 

Papers/ weil‐sc06. pdf] 

[33] Qemu: [http:// wiki. qemu.org] 

[34] Gluster-FS-Translator: [http:// bugzilla. 

redhat. com/ show_bug. cgi? id=805138] 

Der Autor 

Dr. Udo Seidel ist eigentlich Mathe-Physik-Lehrer 

und seit 1996 Linux-Fan. Nach seiner Promotion 

hat er als Linux/Unix-Trainer, Systemadministrator 

und Senior Solution Engineer gearbeitet. 

Heute ist er Leiter eines Linux/Unix-Teams bei 

der Amadeus Data Processing GmbH in Erding.

Titelthema 

www.linux-magazin.de Storage-HA 02/2013 

36 

Hochverfügbarer Netzwerkstorage mit Linux 

An Katastrophen denken 

Admins, deren Telefonnummer nach dem Ausfall des Fileservers hundertmal in einer Minute gewählt wird, 

wissen: Verfügbarkeit ist mehr als nur eine theoretische Kenngröße. Die Wahl der richtigen Architektur, Clustersoftware 

und Filesysteme hilft das Schlimmste vermeiden. Martin Loschwitz 

© Vladimir Kolectic, 123RF.com 

In Zeiten des Cloud Computing gilt 

Hochverfügbarkeit als das K.o.-Kriterium 

für jede IT-Plattform. Wer mit unsauber 

umgesetzter Redundanz schlampt, macht 

sich unglaubwürdig. Das gilt für die permanente 

Verfügbarkeit von Anwendungen, 

aber noch viel mehr für die Verfügbarkeit 

von Daten. 

Böse Zungen behaupten, Cloud sei nur 

ein Akronym für „Can’t Locate Our 

Users’ Data“ – wer das als Admin vermeiden 

will, braucht HA-Funktionen und 

sinnvolle Management-Interfaces, damit 

zum einen erst gar nichts ausfällt, er andererseits 

bei gravierenderen Ereignissen 

schnell und einfach eingreifen kann. 

Redundanz ist erste Pflicht! 

Fast immer ist es zwingend, Daten mehrfach 

zu speichern, sodass sie beim Ausfall 

einer Systemkomponente trotzdem 

andernorts zur Verfügung stehen. Dass 

Admins bei Linux-Systemen aus einer 

ganzen Reihe Möglichkeiten wählen 

können, um ihre Dateien redundant zu 

halten, ist nicht selbstverständlich. Und 

manch einer der aktuellen Ansätze – 

Gluster und Ceph seien nur als Beispiele 

erwähnt (siehe den Artikel zu den Netzwerk-Dateisystemen 

in diesem Schwerpunkt) 

– ist noch gar nicht so alt. 

Großes Vorbild: Storage 

Area Networks 

Welchen Pfad der Administrator beschreitet, 

um seine Daten und somit auch die 

auf sie zugreifenden Applikationen gegen 

Ausfälle zu schützen, hängt maßgeblich 

vom Einsatzszenario ab. Dieser Artikel 

wirft ein Schlaglicht auf einige der Lösungen, 

die sich um die Redundanz von 

Daten bei Linux kümmern. Auffällig ist 

es schon: Nahezu alle Storage-Lösungen 

für Linux fußen auf der Idee, eine Konkurrenz 

zu den klassischen SAN-Storages 

darzustellen. 

SANs (Storage Area Networks, [1]) sind 

so etwas wie die alten Hasen im Storage- 

Geschäft: Die Idee eines zentralen Datensilos 

fürs Rechenzentrum existiert in ihrer 

derzeit verbreiteten Form bereits seit 

den 1990er Jahren, SAN-Storages dürfen 

sich also zu Recht auf die Fahnen schreiben, 

eine erste brauchbare Alternative zu 

Servern mit lokalen Platten gewesen zu 

sein. Die Raid-Idee gibt es zwar schon 

seit Ende der 1980er Jahre, doch war 

die Technik zu jener Zeit lange nicht so 

ausgereift wie heute. 

SAN-Storages sind gegenüber lokalen 

Platten in Servern in vielerlei Hinsicht 

besser ([2], [3]): Einerseits bieten sie 

einen zentralen Administrationspunkt, 

der die Storage-Verwaltung erheblich erleichtert. 

Darüber hinaus funktionierte 

es mit SAN-Storages auf Fibre-Channel- 

Grundlage, dass mehrere Server gleichzeitig 

auf unterschiedliche Segmente des 

Speichers zugreifen. Und auch in Sachen 

Redundanz waren SANs allen anderen 

Speicherlösungen lange Zeit überlegen: 

Redundante Netzteile, Hot- und Cold- 

Standby-Disks und redundante Netzwerkanschlüsse 

waren bei SANs schon 

früh Standard. 

Vendor-Lock-in 

Aber der Ansatz hat auch Nachteile: Wer 

sich SAN-Storage kauft, holt sich damit 

unweigerlich langfristig einige Probleme 

ins Haus, von denen das schlimmste der 

so genannte Vendor-Lock-in sein dürfte. 

Gemeint ist, dass sich in einen SAN-Storage 

nicht einfach beliebige Hardware

Abbildung 1: Die einfachste Form eines Netzwerk-Dateisystems ist und 

bleibt NFS – in Kombination mit DRBD auch redundant. Doch setzt dies den 

nicht ganz intuitiv zu bedienenden Clustermanager Pacemaker voraus. 

einbauen lässt. Wer sein SAN erweitern 

möchte, ist auf den Hersteller der Lösung 

angewiesen – und der kann die Preise 

praktisch diktieren, in dem sicheren Wissen, 

dass Kunden ohnehin keine echte 

Alternative haben. 

Teure Hardware 

Insgesamt sind SAN-Storages also keine 

günstige Anschaffung; zu den hohen laufenden 

Kosten für eventuelle Reparaturen 

und Erweiterungen kommen die teils horrenden 

Anschaffungskosten. Außerdem 

stößt Redundanz bei SAN-Storages üblicherweise 

an Grenzen, wenn es darum 

geht, Daten an zwei unterschiedlichen 

Orten zu speichern. 

In diesem Sinne sind auch SANs klassische 

Single-Points-of-Failure (SPoF): 

Muss die Feuerwehr den Strom in dem 

Teil eines Rechenzentrums abstellen, in 

dem ein SAN steht und in dem es gerade 

brennt, sind die Daten wenigstens offline. 

Abhilfe schafft nur das Spiegeln der 

Daten auf ein zweites SAN an einem anderen 

Ort, was den Preis für die gesamte 

Lösung aber endgültig in astronomische 

Höhen katapultiert. 

Mit dem Einzug des Cloud Computing ergibt 

sich noch ein weiteres Problem, das 

sich nicht ohne Weiteres lösen lässt: Klassische 

SANs skalieren nicht in die Breite. 

Wer mehr Platz braucht, steckt entweder 

Platten hinzu, bis das Gehäuse voll ist, 

oder tauscht vorhandene Platten durch 

größere aus. So oder so ist das Ende 

der Fahnenstange irgendwann erreicht. 

Möglichkeiten, sich wohltuend von den 

SAN-Problemen abzusetzen, gibt es für 

Storage-Lösungen auf 

Linux-Basis aber mehr 

als genug. 

Distributed 

Block Device 

Als erster Ersatz für 

klassische SAN-Lösungen 

hat sich DRBD [4] 

etabliert und früh einen 

Namen gemacht. 

Die Idee ist eigentlich 

simpel: Anstelle eines 

SAN-Storage werkelt 

ein aus zwei Servern 

bestehender Cluster 

mit Linux [5]. Die installierte Distribution 

verwendet das DRBD-Kernelmodul 

auf beiden Knoten, was im Grunde eine 

Art Raid 1 über ein bestehendes Netz 

ermöglicht. 

Besonders positiv bei DRBD ist, dass die 

Lösung unmittelbar im Block Storage 

Layer des Linux-Kernels beheimatet ist 

und damit für Applikationen von einer 

normalen Festplatte nicht zu unterscheiden. 

Praktisch verhält sich DRBD also 

nahezu völlig agnostisch hinsichtlich aller 

denkbaren Applikationen. Was auf 

einem normalen Dateisystem läuft, ist 

auch mit DRBD machbar, wenn auch nur 

im Verbund mit anderer Software. 

DRBD braucht einen 

Clustermanager 

Aber ein DRBD-Kerneltreiber allein 

macht noch nicht glücklich: Um echte 

Hochverfügbarkeit zu 

gewährleisten, braucht 

eine Speicherlösung 

mit DRBD zwingend 

einen Clustermanager 

wie etwa Pacemaker 

(siehe Abbildung 1, 

[6], [7]). 

Der kümmert sich darum, 

dass einerseits 

mindestens einer der 

beiden Netzwerkknoten 

tatsächlich auch 

den Zugriff auf die 

DRBD-Daten erlaubt, 

andererseits auch darum, 

dass die jeweilige 

Technik funktioniert, 

die die Daten im Netz erst nutzbar 

macht. Denn die Daten, die DRBD zwischen 

den beiden Knoten eines Speicherclusters 

hin- und herrepliziert, müssen 

ja auch irgendwie zu dem eigentlichen 

Adressaten gelangen. 

Applikationsabhängig: Die 

DRBD-Architektur 

Welche Applikation das ganz konkret ist, 

hängt vom jeweiligen Setup ab. Im einfachsten 

Falle liegt auf dem DRBD-Device 

nur ein normales Dateisystem, auf das 

dann die jeweilige Applikation zugreift. 

Häufig kommt diese Art von Setup zum 

Einsatz, um eine MySQL-Datenbank einfach 

und unkompliziert hochverfügbar 

zu halten. 

Falls andere Server im Netz ebenfalls unmittelbaren 

Zugriff auf das DRBD-Device 

erhalten sollen, ist eine Lösung auf NFS- 

Grundlage denkbar: Der NFS-Server exportiert 

dann das Dateisystem, das auf 

der DRBD-Ressource liegt, und erlaubt 

auf diese Weise jedem NFS-Client im 

Netz den gleichzeitigen Zugriff. 

I-SCSI 

Falls ein solcher DRBD-Cluster als SAN- 

Ersatz dienen soll, bietet sich überdies 

I-SCSI an (Abbildung 2, [8], [9]): Auf 

dem gerade aktiven Knoten des Clusters 

läuft ein I-SCSI-Target, das das DRBD- 

Blockdevice hin zu einem anderen Client 

im Netz exportiert. 

Auch mehrere I-SCSI-Targets für verschiedene 

DRBD-Ressourcen sind möglich. 

Abbildung 2: Ein DRBD-Cluster kann klassischen SAN-Storage ersetzen und 

ist für KMUs eine günstige Alternative – hier für I-SCSI-Exporte. 

Storage-HA 02/2013 

Titelthema 


37

Titelthema 


38 

Abbildung 3: OCFS2 und GFS2 sind unnötig komplex. 

Hinzu kommt, dass die Konfiguration in diesem 

Beispiel kein Stonith verwendet. 

Diese Konstruktion reicht am ehesten 

an klassische SANs heran und lässt sich 

oft sogar als Drop-in-Replacement für sie 

installieren. DRBD-Cluster dieser Art gehören 

zu den zuverlässigsten Lösungen, 

um Daten hochverfügbar zu machen. 

DRBD selbst hat sich im Produktivumfeld 

bewährt und ist Bestandteil vieler 

Distributionen, Admins treffen an dieser 

Stelle auf erprobte Software. 

Doch die Medaille hat auch eine Kehrseite, 

etwa den nötigen Clustermanager. 

Praktisch kommt dafür nur der sehr 

komplexe Pacemaker in Frage, der vielen 

Admins zu kompliziert ist. Selbst für ein 

einfaches Zwei-Knoten-Setup entsteht beträchtlicher 

Lernaufwand, wenn das Verständnis 

der Lösung über bloße Grundkenntnisse 

hinausgehen soll. 

Graue Haare wachsen Admins regelmäßig, 

wenn es ans Erweitern der Lösung 

geht: Wie klassische SAN-Storages leiden 

auch DRBD-Cluster unter dem Problem, 

dass sie nicht in die Breite skalieren, sondern 

nur in die Höhe. Sind alle Plattenslots 

belegt, ist Schluss mit mehr Platz. 

dest dann, wenn Skalierbarkeit in die 

Breite für ihn kein Thema ist. Setups dieser 

Art sind tausendfach erprobt und im 

Netz finden sich unzählige Anleitungen 

für genau diesen Use-Case. Wer es in Sachen 

Netzwerk-FS also langsam angehen 

will, legt hier los. 

Besser: Cluster- 

Dateisysteme 

Weiter in die Richtung der SAN-Storages 

oder entsprechender Ersatzkonstruktionen 

stehen Cluster-Dateisysteme. Die Voraussetzung 

für ihren sinnvollen Einsatz 

ist ein Datensatz, der in identischer Form 

auf jeweils mehreren Storage-Devices zur 

Verfügung steht. In Frage kommen dafür 

beispielsweise DRBD-Ressourcen oder 

von replizierenden SANs gemountete Volumes. 

In einer normalen Konfiguration 

wäre der Zugriff bei solchen Szenarien 

nur auf jeweils einen der beiden Datensätze 

möglich, während im Hintergrund 

die Replikation dafür sorgt, dass der Datensatz 

auf dem anderen Gerät stets synchron 

bleibt. 

Diese Lösung besitzt einige Nachteile: So 

ist der passive Clusterknoten zum Nichtstun 

verdammt, obwohl er ja im Grunde 

durchaus dazu beitragen könnte, eine 

erhöhte Last auf dem primären Storage 

auszugleichen. Cluster-Dateisysteme sollten 

genau diesen Engpass umgehen helfen: 

Sie bieten die Möglichkeit, diversen 

Clients gleichzeitig den Zugriff auf die 

verschiedenen Kopien eines Datensatzes 

einzuräumen. 

Obendrein sollten Cluster-Dateisysteme 

vorrangig den Zugriff von mehreren 

Clients auf den gleichen Datensatz ermöglichen; 

beispielhafte Szenarios sind Session-Caches 

für Webumgebungen. Ihnen 

kommt dabei die Rolle eines Aufsehers 

zu: Wenn verschiedene Clients gleichzeitig 

auf exakt denselben Bereich des 

Dateisystems zugreifen wollen, sorgt das 

Cluster-Dateisystem dafür, dass es nicht 

zu konkurrierendem Zugriff kommt. 

Klassische Filesysteme: 

Zwangsläufig korrupt 

Konventionelle Dateisysteme sind für 

diese Aufgabe unbrauchbar, genau diese 

Form des konkurrierenden Schreibzugriffs 

würde sie zerstören. Denn ein normales 

Dateisystem unter Linux geht stets davon 

aus, dass Veränderungen am Dateisystem 

nur dort passieren, wo gerade der Mount 

aktiv ist. Im Cluster mit gleichzeitigem 

Zugriff von mehreren Clients auf die unterschiedlichen 

Backend-Devices würde 

das Dateisystem zwangsläufig korrupt, 

handelte es sich um ein normales Dateisystem 

wie XFS oder Ext 3. 

Clustersysteme dagegen überspannen 

sämtliche Instanzen eines Storage und 

Eine passable Lösung für 

zwei Knoten 

Dennoch gilt: Wer lediglich einen Weg 

sucht, Daten innerhalb eines Zwei-Knoten-Clusters 

auf einfache Weise redundant 

zu halten und sie gleichzeitig mehreren 

Clients über das Netzwerk verfügbar zu 

machen, fährt mit einem DRBD-Cluster 

und einer klassischen NFS-Installation 

derzeit immer noch am besten. Zumin- 

Abbildung 4: Besser geht es mit einer Stonith-Konfiguration wie in diesem Beispiel. Doch leider schalten 

viele Admins die Stonith-Funktionen im Betrieb aus.

stellen sicher, dass konkurrierende 

Schreibzugriffe ausbleiben. Die bekanntesten 

Vertreter dieser Dateisystem-Kategorie 

sind sicherlich GFS2 [10] und 

OCFS2 [11]. 

Beide Lösungen [12] setzen auf den Distributed 

Locking Manager (DLM, [13]), 

den ursprünglich Red Hat entwickelt 

hat und der nunmehr Bestandteil des 

Linux-Kernels ist. Eine dritte Spielart eines 

solchen Setups bildet Clustered LVM 

[14], das den Zugriff auf die gleichen 

LVM-Daten über mehrere Server hinweg 

ermöglicht und ebenfalls den DLM im 

Linux-Kernel heranzieht. 

Jedes Projekt kocht sein 

eigenes Süppchen 

Was in der Theorie schön klingt, kämpft 

in der Praxis mit einigen Schwierigkeiten. 

In freier Wildbahn finden sich Cluster- 

Dateisysteme vorrangig in Replikationslösungen, 

bei denen der Admin DRBD 

im Dual-Primary-Modus nutzt und dann 

mit OCFS2 oder GFS2 kombiniert. Setups 

dieser Art sind komplex: Sie benötigen 

in jedem Fall einen Clustermanager, der 

den zugrunde liegenden Storage verwaltet 

und sich auch um die korrekte Funktion 

des Dateisystems im Betrieb kümmert. 

Ein Pacemaker nimmt hier eine 

sehr wichtige Rolle ein: Er muss in einem 

solchen Setup nicht nur DRBD die Stange 

halten, sondern auch dafür sorgen, dass 

der DLM wie erwartet funktioniert. 

SLES, RHEL, Debian 

Im Augenblick erfordert das Ganze allerdings 

Bastelarbeit: SLES bietet die 

notwendigen Pakete, weil Suse eine uralte 

Version der DLM-Komponenten für 

Pacemaker bis zum gegenwärtigen Zeitpunkt 

auf eigene Faust pflegt. Auf Red- 

Hat-Systemen muss gar der Clustermanager 

Cman [15] zum Einsatz kommen, 

der Pacemaker anschließend huckepack 

nimmt, damit dieser den DLM sowie die 

Cluster-Dateisysteme in der Red-Hat-Ausführung 

nutzen kann. 

Debian Squeeze setzt auf Uraltversionen 

der involvierten Software und Debian 

Wheezy unterstützt DLM vermutlich gar 

nicht mehr vernünftig. Zwischen den 

Ubuntu- und den Debian-Maintainern 

des Linux-HA-Stack gibt es eine Übereinkunft, 

den Support für DLM in absehbarer 

Zeit auch offiziell aus der Umgebung 

zu streichen. 

Fencing wird notwendig 

Hinzu kommt ein Faktor, den viele Admins 

vergessen: Für DLM ist funktionierendes 

Fencing [16] quasi obligatorisch. Ein 

Clusterknoten muss einen anderen aus 

dem Cluster rauswerfen können, wenn er 

ihn verdächtigt Daten zu korrumpieren. 

Die Fencing-Funktionen sind bei Pacemaker 

unter dem Oberbegriff Stonith abgehandelt, 

der Abkürzung für „Shoot the 

other node in the head“. 

Um genau diese Stonith-Funktion machen 

die meisten Sysadmins aber einen großen 

Bogen – aus Angst vor Fehlalarmen, die 

möglicherweise unnötig Unruhe in die 

Umgebung bringen. Dem Autor dieses 

Artikels sind in den vergangenen Jahren 

diverse Cluster unter GFS2- oder OCFS2- 

Ägide begegnet, auf denen Stonith deaktiviert 

war. So wird aus einer eigentlich 

guten Idee ein kleiner Datenschredder, 

und die Betreiber solcher Systeme sind 

gut damit beraten, Backups zu haben 

(Abbildungen 3 und 4). 

Fakt ist also: Cluster-Dateisysteme bringen 

viel Komplexität und wenig Nutzen; in 

den meisten Fällen reicht ein klassisches 

NFS völlig aus, um die Anforderungen 

zu erfüllen, für die Cluster-Dateisysteme 

gern herangezogen werden. Bei NFS ist 

dann zwar die Performance unter erhöhter 

Last möglicherweise schlechter, doch 

dafür sind die Daten im Cluster deutlich 

sicherer. Ob DLM insgesamt eine Zukunft 

hat, steht eingedenk aufstrebender Lösungen 

wie Ceph und Gluster sowieso 

in den Sternen (Abbildung 5). Denn 

schließlich kommt Gluster-FS direkt von 

Red Hat, also der Firma, die einst der 

größte Befürworter von DLM war. 

Die nächste Generation: 

Verteilte Dateisysteme 

Gluster-FS [17] ist ein typischer Vertreter 

der verteilten Dateisysteme, die quasi 

eine neue Generation der Netzwerk- 

Dateisysteme darstellen. Anders als althergebrachte 

Lösungen hatte Gluster von 

Anfang an Gelegenheit, das Thema Hochverfügbarkeit 

ins Design zu integrieren. 

Denn als die Gluster-FS-Entwickler 2005 

5 TAGE | NÜRNBERG | HAMBURG | KÖLN 



3 TAGE | NÜRNBERG | ZÜRICH 

2 TAGE | NÜRNBERG 

2 TAGE | NÜRNBERG 


Titelthema 


39

Titelthema 


40 

mit ihrer Arbeit anfingen, war das Thema 

HA bereits in aller Munde. 

Replikation und Redundanz sind in Gluster-FS 

praktisch immanent. Nahezu jede 

Komponente eines Gluster-Clusters lässt 

sich problemlos in die Breite skalieren, 

und neu hinzugefügte Komponenten integriert 

die Umgebung automatisch in ihre 

HA-Funktionen. Beim Ausfall eines Servers 

in Gluster-FS tritt innerhalb des Speichers 

an die Stelle eines ausgefallenen 

Systems sofort ein adäquater Ersatz. 

Unnötig in Gluster-FS: 

Clustermanager 

Dateisysteme nähern möchte, der fängt 

idealerweise mit Gluster-FS an – für 

kleine und mittelgroße Setups reicht die 

Lösung allemal. 

Vielarmiger Newcomer: 

Ceph 

Als absoluter Shootingstar in Sachen 

Netzwerk-Dateisysteme gilt im Augenblick 

das von Inktank [18] entwickelte 

Ceph [19]. Dabei ist Ceph im Grunde gar 

kein echtes Dateisystem: Das Herzstück 

der Lösung ist ein Object Store, also ein 

im Userspace implementierter Dienst, 

der Dateien von Clients per Netzwerk 

entgegennimmt, diese in binäre Objekte 

umwandelt und die Objekte anschließend 

in kleine Teile trennt. 

Ganz am Ende dieses Vorgangs verteilt 

der Dienst die Teile dann auf die verfügbaren 

Storageserver nach einem komplizierten 

Algorithmus (Crush, Controllable 

Replication Under Scalable Hashing). Der 

Clou an der Sache ist, dass es verschiedene 

Frontends gibt, die den Zugriff auf 

diesen Object Store erlauben: In Form 

von Ceph-FS steht ein echter Linux-Dateisystemtreiber 

bereit, der Daten aus einem 

Ceph-Store lesen kann. 

Mehrere Clients können auf den gleichen 

Ceph-Store gleichzeitig zugreifen – in dieser 

Spielart kommt Ceph mit Ceph-FS 

anderen verteilten Dateisystemen wie 

Gluster-FS oder Lustre näher. Von Lustre 

hat Ceph-FS die Idee eines zentralen Metadaten-Servers 

geerbt, der Posix-Kompatibilität 

gewährleistet. Bei Ceph-FS ist 

es im Gegensatz zu Lustre aber nicht so, 

dass der Ausfall des Metadaten-Servers 

zu stundenlangen Downtimes führt. Wer 

an Lustre bereits gescheitert ist, sollte 

Ceph trotzdem eine Chance geben. 

Das Rados Block Device (RBD) bietet ein 

Blockdevice zum Zugriff auf Ceph. »radosgw« 

hat ein Restful-API im Gepäck, 

das über verschiedene APIs per HTTP 

Abbildung 5: Bei verteilten Dateisystemen wie Gluster-FS oder Ceph und Ceph-FS ist Redundanz ab Werk 

eingebaut. Der Admin muss sich um das Thema im Grunde kaum mehr kümmern. 

Aus der Sicht eines Sysadmin gibt es 

also wenig in Sachen HA, worüber er 

sich Gedanken machen müsste. Nicht 

mal ein Clustermanager ist nötig: Damit 

Gluster-FS funktioniert, müssen auf den 

beteiligten Hosts lediglich die Gluster- 

Daemons (»glusterd«) laufen. Pacemaker 

könnte in so einem Setup höchstens 

noch den Überwacher spielen und auf 

Knoten, auf denen »glusterd« abgestürzt 

ist, diesen neu starten. Der gleiche Effekt 

lässt sich aber auch mit Upstart oder 

Systemd erzielen, die abgestürzte Dienste 

auf Wunsch des Admin ebenfalls automatisch 

neu starten. 

Als Argument gegen Gluster-FS bleibt damit 

nur die Tatsache, dass das gesamte 

Konzept verhältnismäßig simpel strukturiert 

ist. Weil sich der ganze Ablauf 

bei Gluster-FS im Userland abspielt und 

auch das Mounten eines Dateisystems 

per Fuse passiert, traut mancher der Lösung 

nicht über den Weg. Und tatsächlich 

tut Gluster-FS sich mit einzelnen Setups 

schwer, beispielsweise wenn innerhalb 

eines Brick – so heißen die einzelnen 

Storagedevices in Gluster – viele kleine 

Files beheimatet sind. Das mindert die 

Performance deutlich. 

Dennoch gilt: Wer sich ohne viel Aufwand 

dem Thema redundante Netzwerkzugreift. 

Hinsichtlich des Themas HA gilt 

für Ceph, was auch für Gluster gilt: Von 

Anfang an haben Sage Weil und sein 

Team in Ceph die Redundanz als inhärente 

Funktion behandelt, sodass diese 

allein durch das Design der Lösung gegeben 

ist. Fällt ein einzelnes Glied des 

gesamten Speichers aus, so beeinträchtigt 

das in keiner Weise die Funktion des 

ganzen Systems. 

Nahtloses Skalieren 

Ceph skaliert in die Breite perfekt: Jede 

Komponente einer Ceph-Installation – 

egal ob es sich um die Storage-Dienste 

Infos 

[1] Storage Area Networks: [http:// en. 

wikipedia. org/ wiki/ Storage_area_network] 

[2] Jens-Christoph Brendel, „Storage-Strategien“: 

Linux-Magazin 11/04, S. 48 

[3] Michael Lorenz, „Canale Grande“: 


[4] DRBD: [http:// www. drbd. org] 

[5] Martin Loschwitz, „Storage für HA-Cluster“: 

Admin-Magazin 04/11, S. 80 

[6] Martin Loschwitz, „Dabeibleiben ist alles“: 


[7] Michael Kromer, „Schrittmacherdienste“: 


[8] Thorsten Staerk, „Speicherriese“: Linux- 

Magazin 04/10, S. 86 

[9] Kai-Thorsten Hambrecht, „Zielstrebig“: 


[10] GFS bei Red Hat: 

[http:// www. redhat. com/ gfs/] 

[11] OCFS bei Oracle: 

[https:// oss. oracle. com/ projects/ ocfs2/] 

[12] Udo Seidel, „Server-Traube – GFS2 und 

OCFS2, zwei Cluster-Dateisysteme im 

Linux-Kernel“: [http:// www. linux‐magazin. 

de/ Online‐Artikel/ GFS2‐und‐OCFS2‐zwei‐ 

Cluster‐Dateisysteme‐im‐Linux‐Kernel] 

[13] DLM: [http:// khawajahashim. files. 

wordpress. com/ 2010/ 11/ white‐paper‐ondistributed‐locking‐manager1. 

pdf] 

[14] Clustered LVM: 

[http:// www. sourceware. org/ cluster/ clvm/] 

[15] Cman: 

[http:// sourceware. org/ cluster/ cman/] 

[16] Fencing: [http:// en. wikipedia. org/ wiki/ 

Fencing_(computing)] 

[17] Gluster: [http:// www. gluster. org] 

[18] Inktank: [http:// www. inktank. com] 

[19] Ceph: [http:// ceph. com]

(Object Storage Daemons, OSD), um die 

Monitoringserver (MON) oder um den 

erwähnten MDS handelt – von jeder Instanz 

können beliebig viele Inkarnationen 

Teil des Clusters sein. Ein Nadelöhr oder 

einen SPOF sucht man bei Ceph bei sinnvoller 

Anwendung, die mindestens drei 

Knoten beinhaltet, vergebens. 

Auch bei Ceph sind keine Clustermanager 

nötig. Wer also einen wirklich großen 

Datenspeicher mit inhärenter HA sein 

Eigen nennen möchte, sollte Ceph an die 

Spitze seiner Evaluierungsliste stellen. 

Die Entwickler der Software verorten ihr 

Produkt sinnvollerweise bei Größenordnungen 

von mehreren Terabyte Speicherkapazität. 

Obwohl Inktank Ceph-FS noch 

nicht offiziell als „fertig“ betrachtet, sind 

Testläufe mit Ceph und Ceph-FS bereits 

jetzt problemlos möglich. 

Die Konfiguration ist zwar nicht ganz 

so komfortabel wie bei Gluster-FS, aber 

nicht unnötig kompliziert. Das dürfte 

auch die noch kurz vor Redaktionsschluss 

bekanntgegebene Kooperation 

mit Suse noch fördern. 

Fazit 

Wer sich mit Dateisystemen beschäftigt, 

die die Nutzung eines Netzwerks bedingen, 

sollte zunächst klar definieren, 

welche Bedingungen die Plattform erfüllen 

muss. Davon hängt ab, welche der 

Lösungen überhaupt in Frage kommen, 

denn deren HA-Fähigkeiten unterscheiden 

sich deutlich. 

Wer lediglich mehreren Clients den Zugriff 

auf Daten zur selben Zeit anbieten 

möchte und wenn absehbar ist, dass die 

Summe an Daten eher gering bleibt, fährt 

mit einem klassischen Cluster aus zwei 

Knoten mit DRBD und NFS noch immer 

am besten. Viele Admins sind der irrigen 

Überzeugung, ein derartiges Setup sei 

nur mit GFS2 oder OCFS2 sinnvoll zu 

realisieren – groteskerweise verkomplizieren 

gerade Cluster-Dateisysteme das 

Thema Hochverfügbarkeit gewaltig. Von 

ihrem Einsatz in diesem Bereich ist daher 

generell abzuraten. 

Wer eine Large-Scale-Lösung braucht, 

schaut sich indes bei Gluster-FS oder 

Ceph um. Hier ist Redundanz fester Teil 

des Gesamtkonzepts, der Admin muss 

sich nur noch die Frage stellen, wie anspruchsvoll 

die Redundanz ausgebaut 

sein soll – sowohl Ceph als auch Gluster 

erlauben die Konfiguration des »replica«- 

Werts, der beschreibt, wie oft eine einzelne 

Datei im Cluster vorhanden sein 

muss. (mfe) 

n 

Der Autor 

Martin Gerhard Loschwitz 

arbeitet zurzeit als Principal 

Consultant bei Hastexo. Er 

beschäftigt sich dort ganz 

Cloud-affin mit Hochverfügbarkeitslösungen, 

Open 

Stack sowie mit verteilten Dateisystemen. 


Titelthema 


41

Titelthema 

www.linux-magazin.de Benchmarks 02/2013 

42 

Netzwerk-Dateisysteme im Geschwindigkeitstest 

Sieger! 

Neben technischer Raffinesse und Verfügbarkeit trägt die in der Praxis erzielbare Geschwindigkeit wesentlich 

zur Nutzerzufriedenheit gegenüber jedem Storage-Setup bei. Das Linux-Magazin lässt darum NFS 3 und 4, 

CIFS-SMB 1 und 2 sowie Gluster-FS und Ceph-FS gegeneinander rennen. Michael Kromer 

n Ceph-FS – die Mount-Schnittstelle zu 

Ceph ist neuester unter den Teilnehmern 

und noch als experimentell markiert. 

Es zeigt ähnliche Eigenschaften 

wie Gluster-FS und eignet sich seit 

der ersten Long-Term-Support-Version 

„Argonaut“ zum Test [6]. 

Die ersten vier Teilnehmer des Tests 

decken den Löwenanteil heutiger Netzwerk-Dateisysteme 

in Produktivsystemen 

ab, im letzte Drittel treten die aussichtsreichsten 

Herausforderer an. 

Aufbau und Setup 

© tomwang, 123RF.com 

Die bisherigen Artikel im Schwerpunkt 

des Magazins haben die funktionalen 

Aspekte der neuen Netzwerk-Dateisysteme 

beleuchtet. Dieser Beitrag dagegen 

macht sich eine fundierte quantitative 

Geschwindigkeitsanalyse zur Aufgabe. 

Denn was nutzen die schönsten Features 

eines neuen Dateisystems, wenn der 

Endbenutzer an seinem PC eine halbe 

Minute warten muss, bevor er ein etwas 

größeres Fileserver-Directory angezeigt 

bekommt?! 

Um einerseits eine gute Referenz zu haben 

und andererseits die gängige Praxis 

in Produktivumgebungen zu würdigen, 

nehmen die Klassiker NFS und CIFS mittels 

Samba in den folgenden Tests und im 

Text anders als in den anderen Schwerpunkt-Artikeln 

einen großen Raum ein. 

Gar nicht betrachtet werden verteilte 

Systeme, die ihren Clients kein Posix- 

Dateisystem bereitstellen, also nicht als 

NAS auftreten, sondern ein SAN ersetzen 

wollen. Folgende Netzwerk-Dateisysteme 

stellen sich im Labor schließlich den Geschwindigkeitstests: 

n NFS 3 – der „Golden Standard“ in den 

meisten Linux-Umgebungen mit dem 

Ruf schnell und unkompliziert Daten 

bereitzustellen, er gilt jedoch vielen 

als unsicher (RFC 1813, [1]) 

n NFS 4 – Weiterentwicklung mit dem 

Ziel, bessere Performance und höhere 

Sicherheit zu bieten (RFC 3010, [2]) 

n CIFS-SMB – das Original-SMB-Protokoll 

(Server Message Block), 1996 erweitert 

und zu CIFS umbenannt [3] 

n CIFS-SMB 2 – die Weiterentwicklung 

von CIFS, ausgeliefert mit Microsoft 

Windows 7 und 2008R2 sowie ab 

Samba 3.6 (August 2011) auch für 

Linux [4] 

n Gluster-FS – ursprünglich von Gluster, 

Inc., seit 2011 von Red Hat entwickeltes, 

in den Petabyte-Bereich skalierbares 

Netzwerk-Dateisystem [5] 

In ihrem Aufbau unterscheiden sich die 

Dateisysteme erheblich. Das gilt bereits 

bei NFS 3 und 4 (Abbildung 1). Wo mit 

NFS 3 getrennte Daemons mit dem Nfsd 

als Master und eigenständige Daemons 

für den Lookup (»rpcbind«), das Mounten 

(»rpc.mountd«) und das Locking (»rpc. 

statd« mit »rpc.lockd«) obligatorisch sind, 

sorgt bei NFS 4 alleine der Nfsd als Master 

mit »rpc.mountd« als Helfer für die 

NFS-Exports. Der Admin muss lediglich 

»/etc/exports« anpassen, und nach Neu- 

Die Testumgebung 

Geräte: Zwei Stück Dell PowerEdge 1950 

Ausstattung: Zwei Quadcore-CPUs Intel Xeon 

L5430 (2,66 GHz), 16 GByte ECC-RAM, zwei 

Ethernetcontroller Broadcom Netxtreme II 

BCM 5708 

Speichermedien: Zwei Stück SATA-II Intel SSD 

710 Series (100 GByte), zwei Stück Western 

Digital WD7500BPVT (750 GByte) 

Switch-Infrastruktur: Cisco SG200-26P, 

802.3ad-Bonding mit LACP-Group 

Betriebssystem: Open Suse 12.2 mit Tumbleweed 

Filesysteme: NFS 3, NFS 4, Samba 3.6.7 (SMB 

2), Ceph 0.48.2 (Argonaut), Gluster-FS 3.2.4.

Rpcbind 

Rpc.mountd 

Rpc.statd 

Rpc.lockd 

start des Daemons steht das Dateisystem 

zur Verfügung. Im Rahmen dieses Tests 

kamen zudem die NFS Utilities [7] der 

Version 1.2.6 zum Einsatz. 

CIFS-Architekturen mit ihrem sehr modularen 

und konditionalen Aufbau lassen 

sich nicht in ein paar Sätzen schlüssig 

erklären. Wer sich verständlicherweise 

dafür interessiert, kann in [8] die Grundlagen 

nachlesen und dort insbesondere 

die Abbildung B.17 zu Rate ziehen. 

Die vorliegende Testumgebung war mit 

Samba 3.6.7 bestückt und das Konfigurieren 

über die bekannte »/etc/samba/smb. 

conf«-Datei schnell erledigt. 

Gluster-FS teilt seine effektiv verwendeten 

Storage in so genannten Bricks auf, 

die Glusterd bereitstellt. Die Komponentenstruktur 

ist sehr einfach gehalten. Der 

Admin kommt sowohl auf dem Server 

als auch auf dem Client beim Einrichten 

lediglich mit dem Haupttool »gluster« in 

Kontakt. Für die Benchmark-Umgebung 

entschieden sich die Tester für Gluster-FS 

in der Mainline-Version 3.2.4, die Open 

Suse ausliefert. 

Ceph-FS ist nur ein Bestandteil des gesamten 

Ceph-Rados-Gesamtpakets und 

trägt, anders als die anderen Komponenten 

Rados, Librados, Radosgw und RBD 

(Rados Block Device), den Experimentell- 

Status (siehe Abbildung 2). Das Setup 

von Ceph-FS erwies sich im Test als ein 

wenig komplexer, gelang schließlich mit 

Hilfe der Dokumentation Ceph Quickstart 

[9] aber auch in wenigen Minuten. 

Bei der Installation zuvor war dies leider 

nicht der Fall, offenbar sind die Deb- 

Nfsd 

NFS 3 NFS 4 

Abbildung 1: Die Architektur von NFS 4 ist deutlich simpler als die von NFS 3. 

Pakete von Ceph besser erprobt als die 

RPMs. Als funktionsfähig erwies sich ein 

Suse-Paket [10], das ein Ceph-Poweruser 

in der aktuellen Long-Term-Support-Version 

0.48.2 per Open Suse Build Service 

bereitstellt. 

Gezielt: Die Auswahl der 

Performance-Tests 

Die verwendeten Benchmark-Tools und 

die selbst geschriebenen Skripte schöpfen 

aus dem Pool jahrelanger Erfahrungen 

und sinnvoller Empfehlungen diverser 

Experten. Analog zum Linux-Magazin- 

Artikel [11], der lokale Dateisysteme untersuchte, 

kam auch hier ein Benchmark- 

Mix zur Anwendung, der einerseits ein 

Set einfacher Dateisystem-Operationen 

skriptgesteuert abarbeitet und andererseits 

ausgewählte Durchsatztests des 

Standardtools Iozone ansolviert (siehe 

Tabelle 1). 

Ein Lauf der beiden 

Benchmarks dauerte 

etwa drei Stunden, 

jedes Dateisystem 

musste etwa 15 Läufe 

hinter sich bringen. 

Alle Ergebnisse wurden 

zum Schluss 

gemittelt und in Relation 

zueinander gebracht. 

Das Vorgehen 

stellt eine gute Basis 

der Vergleichbarkeit 

her. Die Testteile liefen 

sequenziell ab, 

Rpc.mountd 

Librados 

Library 

zum Zugriff 

auf Rados 

denn die Tester verzichteten auf parallel 

Dateisystem-Zugriffe, da einerseits erste 

Experimente instabile Ergebnisse zu Tage 

förderten und andererseits Iozone im hier 

verwendeten Auto-Modus multiple Threads 

nicht zulässt. 

Testaufbau und ‐kandidaten 

Als Testhardware arbeiteten zwei Dell 

Poweredge 1950 (siehe Kasten „Die 

Testumgebung“), ein System diente als 

Server, das andere als Client. Das Netzwerk 

mit Cisco SG200 stand während des 

gesamten Testablaufs, der etliche Tage in 

Anspruch nahm, exklusiv und damit ungestört 

zur Verfügung. Für beide Systeme 

erstellten die Tester eine LACP-Gruppe, 

jeder Rechner war mittels einem 802.3ad- 

Bonding konfiguriert. Als Betriebssystem 

auf Server und Client lief Open Suse 12.2 

mit aktiviertem Tumbleweed und dem 

zum Redaktionsschluss aktuellen Stable- 

Kernel 3.6.9. 

Als lokales Dateisystem kam überall Ext 

4 zu Ehren, das alle großen Distributionen 

anbieten, viele sogar als Default. Um 

praxisnahe und sachgerechte Leistungsergebnisse 

zu erhalten, experimentierten 

und maßen die Tester mit diversen Setups. 

So betrieben sie die Systeme wechselweise 

mit SSDs und HDDs. 

Wichtig: Caching-Effekte 

minimieren 

Radosgw 

REST-basiertes 

Gateway zum 

Zugriff auf Rados 

RBD 

Verteiltes 

Blockdevice mit 

Qemu/KVM-Treiber 

Rados 

Verteilter Objekt-Store 

Vor jedem Benchmark-Lauf löschen 

»sync« und ein doppeltes »echo 3 > /proc 

/sys/vm/drop_caches« Pagecache, Dentries 

und Inodes. Das stellt sicher, dass 

der Linux-Kernel keine Gelegenheit er- 

Ceph-FS 

Posixkonformes 

verteiltes 

Dateisystem 

Abbildung 2: Ceph-FS stellt die Filesystem-Schnittstelle des Rados- 

Storage-Frameworks nach außen dar. 

Benchmarks 02/2013 

Titelthema 


43

Titelthema 


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30 

25 

20 

15 

10 

5 

0 

Sekunden 

x 1000 

1,3 

1,2 

2,0 

1,9 

1,4 

0,9 

DD-Write 

1 MByte 

12,1 

11,6 

19,2 

18,4 

29,9 

DD-Write 

10 MByte 

26,6 

0,5 

0,5 

19,0 

18,3 

DD-Read 

10 MByte 

0,9 

0,7 

NFS 3 

NFS 4 

CIFS-SMB 

CIFS-SMB 2 

Gluster-FS 

Ceph-FS 

Abbildung 3: Blocktransfers im Real-World-Szenario: Gluster-FS und Ceph-FS liegt das Schreiben großer Blöcke 

offensichtlich nicht besonders. Beim Lesen großer Datenmengen zeigen die CIFS-Geschwister Hemmungen. 

Jedes Netzwerk-Dateisystem bietet beinahe 

unzählige Möglichkeiten zur Optimierung. 

Um eine klare Vergleichbarkeit 

herzustellen, lief ein Teil der Tests Outof-the-Box 

ohne Optimierung und ein 

anderer Teil mit einem für das jeweilige 

Dateisystem passenden bekannten Optimierungspattern. 

Die Ergebnisse des umfangreichen Bündels 

an Messungen haben die Tester 

gemittelt, da dies nicht nur der Übersichtlichkeit 

dient, sondern auch einen 

seriösen Vergleich ermöglicht. Im Umkehrschluss 

heißt dies, dass alle Zahlen 

der Analyse nicht als absolute Werte zu 

verstehen sind, sondern nur die Relation 

zwischen Dateisystemen abbilden – das 

dafür besonders gut. 

Die Balkendiagramme in Abbildung 3, 

4 und 5 zeigen die gemittelten Einzelergebnisse. 

Wer einzelne Performance-Anforderungen 

an Netzwerk-Dateisysteme 

hat, kann hier eine Vorauswahl treffen. 

Um den Ausgang des Wettrennens klarer 

zu machen, zeigen die drei ersten Spalten 

von Tabelle 2 die Rankings der testkanhält, 

Optimierungen durchzuführen und 

IO-Operationen über Buffers oder Caches 

zu serialisieren. Eine weitere Herausforderung 

für sauberes Benchmarking ist, 

dass die Testprogramme selbst keine Buffers 

und Caches in Anspruch nehmen. 

Um solchen Effekten zu begegnen gibt 

es drei Möglichkeiten: 

n Das Gehäuse aufschrauben und einen 

Teil des Arbeitsspeichers ausbauen, 

n per Grub-Kernelparameter »mem=« 

den Speicher limitieren, den Linux 

verwenden soll, (was übrigens auf 

den Testsystemen auch unter Beachtung 

der »uppermem«-Direktive nicht 

funktionierte) oder 

Tabelle 1: Verwendete Benchmarks 

Name 

Mkdir 

Touch 

Echo 

Cat 

Beschreibung 

16 Top- mit je 1024 Unterverzeichnissen 

anlegen 

16*1024 leeren Dateien anlegen 

63 Bytes langes Echo in erstellte 

leere Dateien 

63-Byte-Dateien nach »/dev/null« 

ausgeben 

DD-Write Sequenzielles Schreiben von 16*128 

1-MByte- und 10-MByte-Dateien mit 

einer Blockgröße von 512 Byte 

DD-Read Sequenzielles Lesen von 16*128 

10-MByte-Dateien mit Ausgabe 

nach »/dev/null« 

Rmfile Löschen von 16*1024 63-Byte-Dateien 

und 16*128 10-MByte-Dateien 

Rmdir Löschen von 16*1024 Verzeichnissen 

Iozone Iozone-Benchmark (Read, Write, 

Random Read, Random Write) mit 

32-MByte-Dateien ohne Prozessor- 

Caching 

n Direct-IO benutzen, welches dafür 

sorgt, dass das jeweilige Dateisystem 

unter Umgehung vom Buffercache des 

Linux-Kernels sofort auf die Festplatte 

schreibt. 

Die Testcrew für diesen Artikel benutzte 

die letzte Variante. Außerdem deaktivierte 

sie sowohl Raid-Controller-RAM 

als auch alle Festplatten-Caches, um auch 

diesen Komponenten keine Gelegenheit 

für Optimierungen zu verschaffen. 

Ein berechnetes Mittel 

mehrerer Varianten 

Um stochastisch auftretenden Fehlern 

keine Bedeutung zu verleihen und um 

praxisrelevant zu bleiben, liefen wie erwähnt 

alle Tests mehrfach. Dabei kamen 

einerseits konventionelle Festplatten und 

andererseits schnelle SSDs zum Einsatz. 

Um netzwerkseitig den klassischen Fileserver 

genauso wie eine SAN-Umgebung 

zu vertreten, liefen zudem ein Teil der 

Messungen mit der sehr gängigen MTU 

von 1500 ab und ein anderer Teil mit der 

MTU 9000 ab, also mit Jumbo Frames 

wie sie in geschlossenen SAN-Netzwerkumgebungen 

üblich sind. 

Tabelle 2: Platzierung 

Prozessorauslastung 

Im Verlaufe der Benchmarks als die mit 

Abstand CPU-hungrigsten Daemons erwiesen 

sich Gluster-FS (durchschnittlich 

35 Prozent Last) und Ceph-FS (40 Prozent). 

Das ist für Storage-Planer durchaus 

von Bedeutung, bei den hier verwendeten 

Rechnern kam es über den ganzen 

Testzeitraum aber nie zur CPU-Vollauslastung. 

CIFS machte den Eindruck, bei 

allen Operationen gleichmäßig rund 20 

Prozent der CPU-Leitung zu konsumieren. 

Dabei war unerheblich, ob SMB 2 

aktiviert war oder nicht. NFS 3 gab sich 

mit etwa 15 Prozent am genügsamsten 

im Testfeld, NFS 4 lag stets mit rund 2 bis 

3 Prozent Aufschlag knapp darüber. 

Werte und Wertung 

Atomare Dateiaktionen DD-Write und ‐Read Iozone Gesamt 

1. CIFS-SMB 1. NFS 4 1. NFS 4 1. NFS 4 (16 Punkte) 

2. CIFS-SMB 2 2. NFS 3 2. NFS 3 2. CIFS-SMB 2 (11 Punkte) 

3. NFS 4 3. Ceph-FS 3. CIFS-SMB 2 2. NFS 3 (11 Punkte) 

4. Ceph-FS 4. Gluster-FS 4. Ceph-FS 4. Ceph-FS (10 Punkte) 

5. Gluster-FS 5. CIFS-SMB 2 5. Gluster-FS 5. CIFS-SMB (8 Punkte) 

6. NFS 3 6. CIFS-SMB 6. CIFS-SMB 6. Gluster-FS (7 Punkte)

didaten für drei die Hauptdisziplinen atomare 

Dateiaktionen, DD-Write und ‐Read 

sowie Iozone. 

Erstaunlich an den Ergbnissen ist, dass 

die beiden CIFS-Samba-Implementierungen 

bei den atomaren Operationen, also 

Verzeichnisse und Dateien anlegen und 

so weiter, alle anderen Teilnehmer bei 

Weitem übertrumpfen. Bei den Durchsatztests 

dagegen trübt sich das sonnige 

Bild merklich ein. Einzig CIFS-SMB 2 

erklettert beim Iozone-Benchmark noch 

den dritten Rang, was eindeutig die verbesserte 

Performance von SMB 2 gegenüber 

SMB 1 darlegt. 

Obwohl es ein Newcomer und zudem 

ein im Userspace beheimatetes Filesystem 

ist, das beim Verarbeiten ständig Systemschranken 

passieren muss, schafft es 

Ceph-FS in allen Hauptdisziplinen auf 

mittlere Plätze. Gerade die Datentransferrate 

zeigt eindeutig, dass Ceph-FS schon 

heute eine gute Alternative zu den Etablierten 

bildet. Der andere Newcomer, 

Gluster-FS, lief durch die Tests zwar 

durchwegs stabil und erfreut mit einer Leseperformance, 

die sogar vor CIFS-SMB 2 

liegt, fällt als Userspace-Filesystem beim 

Schreiben aber mit immens schlechten 

Werten auf. 

Bei Ceph-FS und Gluster-FS wird eine 

Tendenz zur Optimierung auf große Dateien 

erkennbar, was mit dem propagierten 

Einsatzzweck in der Cloud und der 

seit Geburt integrierten Replikation mit 

VM-Images übereinstimmt. 

NFS 4 erweist sich bei Datenübertragungen 

als klarer Sieger. Atomare Dateisystemoperationen 

sind dagegen nicht so 

des Kandidaten Ding – hier ist sogar der 

Vorgänger NFS 3 besser. 

The Winner is … 

Um einen Gesamsieger zu küren, macht 

dieser Artikel eine einfache Rechnung 

auf: Für die drei Hauptdisziplinen in Tabelle 

2 vergibt sie an jedes Dateisystem 

für dessen erreichte Platzierung Punkte: 

Der Erstplazierte bekommt 6 Punkte, der 

Zweitplazierte 5 Punkte und so weiter. 

Aus der Summe der Punkte aus den drei 

Kategorien lässt sich dann leicht das 

Gesamtranking bestimmen – die vierte 

Spalte von Tabelle 2 zeigt es. Die Arme 

in Siegerpose hochreißen wie im Aufmacherfoto 

zu diesem Artikel darf: NFS 

4! Den zweiten Platz teilen sich salomonisch 

CIFS-SMB 2 und NFS 3. 

Fazit 

Die erhobenen Benchmark-Ergebnisse 

rücken ein paar Dinge gerade: Die vielen 

Betreiber von NFS-3-Fileservern machen 

im Kern nichts falsch: Der betagte Klassiker 

hält auch im Jahr 2013 unterm Strich 

gut mit. NFS 4 als Gesamtsieger des Performance-Wettbewerbs 

erweist sich zudem 

als ein mehr als würdiger Nachfolger 

und weist der NFS-3-Gemeinde einen 

guten Migrationspfad. 

E 

Benchmarks 02/2013 

Titelthema 


45 

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Titelthema 


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38 

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96 

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34 

13 

12 

42 

57 

9 

9 

NFS 3 

NFS 4 

CIFS-SMB 

CIFS-SMB 2 

Gluster-FS 

Ceph-FS 

0 

Sekunden 

Mkdir Touch Echo Cat Rmfile Rmdir 

Abbildung 4: Zum Absolvieren atomarer Dateioperationen brauchen die einzelnen Testkandidaten meist ähnlich lange. Echte Ausreißer ins Negative gibt es allein beim 

Löschen von Dateien (NFS) und Verzeichnissen (Gluster-FS und Ceph-FS). 

In Netzen mit Windows-Teilnehmer ist 

Samba nicht nur funktional die richtige 

Wahl, sondern in der Ausprägung SMB 

2 auch in Sachen Geschwindigkeit. Wer 

moderne Linux-Distributionen und keine 

Clients vor Windows Vista im Netzwerk 

hat einsetzt, sollte nicht davor zurückschrecken, 

die Direktive »max protocol 

= SMB2« in der »[global]«-Sektion der 

»smb.conf« einzutragen. 

Die Newcomer Ceph-FS und Gluster-FS legen 

offenbar beide den Fokus auf die Skalierbarkeit 

– und das kostet bei einfachen 

Dateisystemoperationen Performance. 

Ceph-FS schlägt sich hier viel wackerer 

als Gluster-FS, bei dem die Entwickler in 

dieser Hinsicht nacharbeiten sollten. Zur 

Ehrenrettung des Duos soll betont sein, 

dass der parallele Clusterbetrieb, also das 

Skalieren in die Breite, insbesondere bei 

300 

250 

200 

150 

100 

50 

0 

MByte/s 

47 

48 

96 

103 

Write 

72 

127 

48 

49 

97 

104 

68 

89 

Random Write 

240 

244 

HPC-Anwendern, nicht Gegenstand dieses 

Tests war. Mit einem Mehr an Servern 

lassen sich Performance-Nachteile in großen 

Produktivumgebungen vermutlich 

nicht nur kompensieren, sondern sogar 

zum Vorteil ummünzen. 

Generation Dauerlauf 

Da Fileserver zur Infrastruktur zählen, 

bei der bekanntlich Stabilität als ein sehr 

zentrales Kriterium gilt, eignet sich ein 

Abfallprodukt der unternommenen umfangreichen 

Benchmark-Tests als Lieferant 

der guten Nachricht zum Schluss: 

Bei keinem einzigen Test und keinem 

Testteilnehmer traten Locks oder Abstürze 

auf, auch nicht bei Ceph-FS, immerhin 

eine experimentelle Implementierung. 

Hier heißt es für alle: Sieg! (jk) n 

96 

101 

NFS 3 

NFS 4 

CIFS-SMB 

CIFS-SMB 2 

Gluster-FS 

Ceph-FS 

Abbildung 5: Durchschnittliche Datendurchsätze beim synthetischen Iozone: Die beiden NFS-Varianten zeigen 

sich hier als wahre Schnell-Leser, beim Schreiben machen CIFS und der Newcomer Ceph die beste Figur. 

Read 

126 

95 

244 

264 

96 

101 

121 

Random Read 

91 

Infos 

[1] NFS 3, RFC 1813: 

[http:// tools. ietf. org/ html/ rfc1813] 

[2] NFS 4, RFC 3010: 


[3] CIFS-SMB: [http:// tools. ietf. org/ html/ 

draft‐heizer‐cifs‐v1‐spec‐00] 

[4] CIFS-SMB 2: [http:// download. microsoft. 

com/ download/ a/ e/ 6/ ae6e4142‐aa58‐45c6 

‐8dcf‐a657e5900cd3/ [MS‐SMB2]. pdf] 

[5] Gluster-FS: [http:// www. gluster. org] 

[6] Ceph: [http:// ceph. com] 

[7] NFS Utilities: [http:// nfs. sourceforge. net] 

[8] Microsoft-Referenz zum Common Internet 

File System: [http:// technet. microsoft. 

com/ en‐us/ library/ cc939973. aspx] 

[9] Quickstart-Anleitung für Ceph: [http:// 

ceph. com/ docs/ master/ start/ quick‐start/] 

[10] Ceph auf dem Open Suse Build Service: 

[https:// build. opensuse. org/ package/ 

show? project=home%3Anick_at_ 

seakr%3Amisc& package=ceph] 

[11] Michael Kromer, „Linux-Dateisysteme im 

Leistungstest“, Linux-Magazin 07/12, S. 28 

Der Autor 

Michael Kromer ([http:// 

medozas. de]) ist Leiter Professional 

Services Deutschland 

bei Zarafa und ist anderem 

für Large-Scale-Implementationen 

und Architekturen 

der Groupware verantwortlich. Privat 

engagiert er sich in diversen Open-Source-Projekten, 

zum Beispiel dem Linux-Kernel, Open NX, 

Asterisk, Virtualbox und ISC Bind. Seine persönlichen 

Leidenschaften gelten Open Suse, allen 

möglichen Virtualisierungstechnologien und Prozessorarchitekturen.

In eigener Sache: DELUG-DVD 

Linus, Mint, Ubuntu, Kochbuch 

Einführung 02/2013 12/2010 

Software 

Auch diesen Monat bekommen DELUG-Käufer wieder eine randvolle DVD mit exklusiven Inhalten: Von ihr bootet 

ein Mint-14-Viererpack. Dazu gibt es eine virtuelle Maschine mit dem weltweit kleinsten Ubuntu, der Ausgabe 

12.04 XXS, sowie ein Linus-Video und als E-Book kostenlos das Linux-Kochbuch von O’Reilly. Markus Feilner 


47 

Inhalt 

48 Bitparade 

Vier Timeline-Tools zeigen selbst die 

kompliziertesten Ereignisse der Weltgeschichte 

oder auch das Tagesgeschehen 

in übersichtlicher Form. 

56 Tooltipps 

Im Kurztest: Procenv 0.16, Crun 0.1.3, 

Pstoedit 3.61, Muddog 1.0.0, Xidel 0.6, 

und PNG Crush. 

60 X2go 

Der Terminalserver X2go in Version 4 

bringt ein Firefox-Plugin, unterstützt die 

neuesten Unity- und Gnome-Desktops 

und verbessert den OS-X-Client. 

Neben dem normalen Linux-Magazin 

ohne Datenträger gibt es die DELUG- 

Ausgabe mit Monats-DVD, bei der die 

Redaktion den Datenträger nach einem 

speziellen Konzept zusammenstellt: In 

einer Art modularem System enthält 

er Programme und Tools, die in der jeweiligen 

Magazin-Ausgabe getestet und 

besprochen werden. Zudem führt eine 

HTML-Oberfläche durch von der Redaktion 

besonders empfohlene Software. 

Mint-Viererpack 

Von der DELUG-DVD bootet die neueste 

Variante der Ubuntu-Alternative Linux 

Mint. Die basiert auf Ubuntu 12.10, 

verzichtet jedoch auf den umstrittenen 

Unity-Desktop und lässt dem Anwender 

die Wahl zwischen dem Gnome-2-Fork 

Mate und der auf Gnome 3 aufbauenden 

Oberfläche Cinnamon. Auf der DVD 

befinden sich alle aktuell verfügbaren 

Versionen jeweils in den 32- und 64-Bit- 

Varianten, und zwar sowohl als bootendes 

Multipack als auch als ISO-Images im 

Verzeichnis »/isos« der DVD. 

Hohndel vs. Torvalds 

Wer mit dem Browser auf die DVD zugreift, 

findet im HTML-Menü diverse 

exklusive Inhalte, zum Beispiel ein 45 

Minuten langes Interview-Video mit Linus 

Torvalds. Die Linux Foundation hat 

den Linux-Erfinder zusammen mit Dirk 

Hohndel auf der Bühne der Linuxcon 

2012 ein angeregtes Gespräch führen lassen 

(Abbildung 1). In dem Gespräch kommen 

sowohl die neuesten Fortschritte im 

Linux-Kernel zur Sprache als auch seine 

Zukunftspläne mit dem Projekt. 

Linux-Kochbuch 

Abbildung 1: Auf der Linuxcon 2012: Linus Torvalds 

im Gespräch mit Intels Dirk Hohndel. 

das Installieren von Software, die Benutzerverwaltung, 

das Dateimanagement, 

die Anpassung des Kernels, Bootloader 

und Multibooting, Systemreparaturen mit 

Knoppix, Drucken mit Cups, Backups 

und Systemsicherung, Versionskontrolle, 

Postfix, Spambekämpfung, Apache oder 

Samba. Normalerweise kostet das 600 

Seiten starke E-Book 15 Euro, DELUG- 

Käufer bekommen es kostenlos. 

Als virtual Appliance überzeugt Ubuntu 

12.04 auf der DVD nicht durch Größe, 

sondern durch Effizienz: Der Linux- 

Server belegt gerade einmal 300 MByte 

und eignet sich so perfekt als Basis, um 

darauf beispielsweise neue Webapplikationen, 

Dienste oder andere Programme 

zu testen. Das deutsche Tastaturlayout ist 

bereits installiert, mit den Paketmanagern 

Apt-get und Dpkg lassen sich beliebige 

weitere Programme installieren. 

© Dmitri Popov 

Abbildung 2: Kostenlos als E-Book auf der DVD: 

„Linux Kochbuch“ von Carla Schroder. 

O’Reillys „Linux Kochbuch“ (Abbildung 

2) serviert dem Leser die konzentrierte 

Erfahrung vieler Jahre Linux-Administration 

in Form praktischer Rezepte. Jede 

Lösung lässt sich direkt auf typische Alltagsprobleme 

anwenden und spart Stunden 

mühevollen Ausprobierens rund um 

X2go, Timelines, Moreutils 

Damit nicht genug: Auf der DVD finden 

sich zusätzlich jede Menge Software aus 

den Tooltipps, der Bitparade mit den 

Timeline-Tools sowie die Moreutils aus 

Charlys Sysadmin-Kolumne. n

Software 

www.linux-magazin.de Bitparade 02/2013 

48 

Vier Zeitleisten-Tools im Test 

Zeitreise 

13 Tage lang drohte im Jahr 1962 der Ausbruch eines dritten Weltkriegs, aber was passierte wann in der Kubakrise? 

Und wie war noch gleich der zeitliche Ablauf der ersten Mondlandung? Vier Zeitleisten-Tools stellen 

komplexe Themen der Weltgeschichte und tagesaktuelle Ereignisse anschaulich dar. Mela Eckenfels 

© Bruce Rolff, 123RF 

Zeitleisten bevölkern das WWW – und 

das nicht erst, seit Facebook von der 

Pinnwand auf die Chronik umgestellt hat. 

Onlinemedien, wissenschaftliche Einrichtungen 

und Privatanwender profitieren 

gleichermaßen von der anschaulichen 

Umsetzung abstrakter Zahlen und Fakten. 

Im besten Fall bindet der Zeitstrahl 

nicht nur Daten, sondern auch Fotos, 

Videos, Texte und Links zu externen Inhalten 

ein und erlaubt einen virtuellen 

Bummel durch die Geschichte. 

Vier Zeitleisten-Tools treten in dieser Bitparade 

zur Zeitreise an: der kommerzielle 

Cloud-Dienst Dipity [1], das Simile-Widget 

Timeline [2], das Desktoptool The 

Timeline Project [3] und die Javascript- 

Bibliothek Timeline JS [4]. Unter Ubuntu 

12.10 und Linux Mint Cinnamon zeigen 

die Kandidaten, wie gut sie mit modernen 

Browsern und Linux-Systemen zusammenarbeiten. 

Auch die Bedienung 

steht auf dem Prüfstand. Die Tester untersuchen, 

wie komfortabel die Daten in 

den Zeitstrahl wandern, welche multimedialen 

Inhalte dort erlaubt sind und 

wie benutzerfreundlich die Navigation 

ist. Last but not least stellen sie die Frage 

nach den Im- und Exportformaten. 

E Dipity 

Die Firma Underlying Inc. aus San Francisco 

gründete Dipity [1] im Jahr 2007. 

Bei der kommerziellen Plattform handelt 

es sich um einen Cloud-Dienst, das heißt, 

dass alle Timelines auf dem Server des 

Anbieters verbleiben. Insgesamt fünf Tarifmodelle 

sind im Angebot. Der kostenlose, 

durch Werbung finanzierte Zugang 

heißt Personal und bietet drei Zeitleisten 

mit bis zu 150 Einträgen. Bindet der Anwender 

die Leiste in seine eigene Webseite 

ein, erlaubt Dipity maximal 5000 

Abrufe beziehungsweise Einblendungen 

pro Monat. Auch der Upload ist begrenzt 

auf 50 MByte. 

Die Bezahltarife Plus, Prime und Pro kosten 

rund 5 bis 100 US-Dollar monatlich. 

Das Plus-Modell erlaubt den Massenimport 

vorbereiteter Daten, bietet zehn 

Timelines mit unbegrenzten Einträgen 

und 10 000 Aufrufen in eigenen Seiten. 

Die nächsten Stufen, Prime und Pro, 

enthalten 50 000 und 100 000 Einblendungen, 

unbegrenzte Zeitleisten sowie 

weitere Extras. Wer das Design seiner 

Zeitleisten ans eigene Corporate Design 

anpassen möchte, sollte den Partner-Tarif 

in Erwägung ziehen und dazu mit der 

Firma Kontakt aufnehmen [5]. 

Bereits ab der Plus-Variante surfen Anwender 

werbefrei, eingebettete Leisten 

verzichten auf Reklame ab Dipity Pro. 

Auch für die kommerzielle Nutzung ist 

mindestens Pro erforderlich. Ab diesem 

Modell steht der so genannte Kioskmodus 

zur Verfügung, der Zugriff auf die 

Bedienelemente des Browsers und auf 

die anderen Anwendungen unterbindet. 

Diese Betriebsart eignet sich somit ideal 

für Ausstellungen oder Museen, bei denen 

Besucher an einem PC selbst eine 

Zeitleiste durchforsten dürfen. 

Im Auge des Betrachters 

Dipity nutzt zur Darstellung gängige 

Webtechnologien wie HTML, CSS und 

Javascript/Ajax. Die Plattform arbeitet 

Zeitleisten-Tools 

Auf der Delug-DVD dieses Magazins 

befinden sich die in diesem Artikel ge- 

DELUG-DVD 

testeten Programme Simile Timeline (Version 

2.3.0), The Timeline Project (Version 0.18.0) 

und Timeline JS (Version 2.17).

Abbildung 1: Übersichtlich, bunt und mit mehreren Zoomstufen präsentiert sich der Cloud-Dienst Dipity. 

Neben der klassischen Ansicht bietet er eine Flipbook-, Listen- und Kartendarstellung. 

daher mit allen modernen Browsern 

(Firefox, Internet Explorer, Safari und 

Chrome) zusammen. Der Anbieter selbst 

empfiehlt für beste Ergebnisse Safari und 

Chrome. 

Die Leisten sind schlicht gehalten. Am 

unteren Rand befindet sich ein schmaler 

Zeitstrahl. Er zeigt wahlweise Stunden, 

Tage, Wochen, Monate, Jahre, Jahrzehnte 

oder Jahrhunderte an, von 9999 vor bis 

9999 nach Beginn der Zeitrechnung. Im 

großen Feld über dem Zeitstrahl platziert 

Dipity die eigentlichen Inhalte, Events 

genannt. Sie zeigen den Titel, das genaue 

Datum und eine Vorschau für Bilder und 

Videos (siehe Abbildung 1). 

Bunte Vielfalt 

Von dieser klassischen Ansicht schalten 

Anwender über die Links am oberen 

Rand zu einer anderen Perspektive um. 

So blättern sie im Flipbook durch die 

Ereignisse wie in einer Art Fotoalbum. 

Um Details einzublenden, genügt es, mit 

der Maus über das Bild zu fahren. Die 

Listendarstellung schreibt alle Ereignisse 

samt ihrer ausführlichen Beschreibung 

untereinander und eignet sich somit 

prima, um einfach nur den Text herauszufiltern. 

Optional betrachten Anwender 

die Events auf einer Google-Maps-Karte, 

sofern sie Geotags enthalten. 

Anwender legen Events entweder von 

Hand an oder erzeugen die Leiste automatisch 

aus externen Quellen. Der Massenimport 

von Daten, zum Beispiel aus 

einer CSV-Datei, steht allerdings für den 

kostenlosen, werbefinanzierten Zugang 

nicht zur Verfügung. Die Konfigurationsmöglichkeiten 

für Ereignisse sind nicht 

überwältigend. Außer einer Beschreibung 

fügen Anwender ein Bild, einen Weboder 

Videolink hinzu. 

Bei Events, die sich über mehrere Tage 

oder Wochen erstrecken, scheitert Dipity, 

denn die Plattform kennt keine Datumsbereiche. 

Ebenfalls schlecht gelöst ist, 

Abbildung 2: Dipity bezieht Inhalte aus vielen sozialen Netzwerken. So erstellen Anwender über Hashtags 

schnell Zeitleisten zu populären Twitter-Themen. 

dass Benutzer ihre fertigen Ereignisse nur 

löschen, aber nicht nachträglich bearbeiten 

dürfen. 

Mit der Maus verschieben die Anwender 

die Zeitleiste nach rechts oder links, das 

Scrollen per Rad klappte im Test jedoch 

nicht. Am linken Rand zeigt Dipity eine 

Zoomfunktion, um die Ansicht zu vergrößern 

oder zu verkleinern. Die integrierte 

Suchfunktion erfasst sowohl die 

Eventtitel als auch die Inhalte. Eine erweiterte 

Suche grenzt die Recherche auf 

bestimmte Datumsbereiche ein. 

Dipitys Stärke liegt vor allem im Import 

von Daten aus sozialen Netzwerken. Die 

Plattform fügt Fotos von Flickr oder Picasa, 

Musik von Last.fm und Pandora 

sowie Videos aus Youtube und Vimeo 

hinzu. Zudem integriert sie Blogs der 

Plattformen Tumblr, Wordpress und 

Blogger, Microblogging-Artikel von Twitter 

oder Friendfeed (siehe Abbildung 2). 

Auch vor Zeitleisten des zweiten Testkandidaten, 

des Simile-Widget Timeline, 

macht Dipity nicht Halt, sofern die zugehörige 

XML-Datei über eine URL erreichbar 

ist. 

Beim Export sieht es hingegen noch recht 

mau aus. Derzeit fertigt die Software lediglich 

RSS-Feeds aus den Timelines. 

Diese sind jederzeit über die URL der 

Timeline erreichbar, wenn Anwender den 

Zusatz »/rss« anhängen. Die Dipity-Entwickler 

kündigen in der FAQ einen PDF- 

Export für die kommende Version an, damit 

Benutzer ihre Zeitleisten ausdrucken 

und so offline verwenden können. 

E Simile Timeline 

Beim zweiten Kandidaten handelt es sich 

um Open-Source-Software. Ursprünglich 

im Rahmen eines Forschungsprojekts am 

MIT entwickelt, gehört Timeline [2] nun 

zu den Simile-Widgets (Semantic Interoperability 

of Metadata and Information 

in unlike Environments) und steht unter 

der BSD-Lizenz. Das Programm läuft 

auf Standardwebservern und setzt auf 

HTML, Javascript, Ajax und CSS. Es zeigt 

die Zeitleisten wahlweise auf dem eigenen 

Server oder lokal und offline an. Im 

Test tritt Version 2.3.0 an. 

Im HTML-Quellcode ihrer Webseite verlinken 

Anwender zunächst das Timeline- 

API, indem sie den Link zur Javascript- 

Komponente im Header setzen. Danach 

Bitparade 02/2013 

Software 


49

Software 


50 

beschreiben sie – ebenfalls im HTML- 

Code – in einem »«-Element die 

neue Zeitleiste. Dahinter sollten Nutzer 

über »« einen Hinweis 

an alle Seitenbesucher ausgeben, die 

Javascript im Browser deaktiviert haben. 

Es folgen der Aufruf verschiedener Funktionen 

und die Definition der Events. Das 

Wiki unter [6] beschreibt die einzelnen 

Schritte detailliert und zeigt etliche 

Codebeispiele. 

Um eine Zeitleiste offline auf dem eigenen 

Rechner zu präsentieren, ist kein lokaler 

Webserver erforderlich. Anwender 

laden lediglich die Timeline-Bibliotheken 

herunter und passen in der HTML-Datei 

die Pfade ans lokale System an. Auch für 

dieses Szenario enthält das Wiki eine 

Anleitung [7]. Da Simile Timeline auf 

offene Webstandards setzt, spielt das 

Widget mit allen modernen Browsern 

zusammen. 

In der Standardkonfiguration präsentiert 

Simile Timeline zwei Bänder. Das obere 

zeigt kleinere Zeitabschnitte an, das untere 

erlaubt die Navigation in größeren 

Schritten. Mehr als zwei Bänder für sehr 

umfangreiche Timelines sind über entsprechende 

Javascript-Codeschnipsel 

möglich. Das Widget hält Schritt mit Ereignissen 

vor und nach der Zeitwende. 

Einmalige Events stellt es als Bulletpoints 

dar, zeitüberspannende erscheinen als 

Balken. Klickt der Anwender auf einen 

Abbildung 3: Das Simile-Widget Timeline zeigt im oberen Bereich kleine Zeitabschnitte mit einmaligen oder 

andauernden Ereignissen, unten finden Anwender größere Zeitschritte für die schnelle Navigation. 

Eintrag, blendet das Tool die Beschreibung 

ein (siehe Abbildung 3). 

Offene Formate 

Events liest das Widget aus XML-, Jsonoder 

Sparq-Dateien ein. Wer nicht zu einem 

Texteditor greifen möchte, der findet 

im Blog Lifehacker einen XML-Generator 

[8]. Über ein Webformular trägt der Benutzer 

seine Rahmendaten ein und erhält 

dann fertigen Quellcode. Die Datenformate 

für die Ereignisse laden selbstverständlich 

zum Skripten ein. Das Timeline-Wiki 

bietet hilfreiche Anleitungen, 

um beispielsweise Datensätze aus einer 

MySQL-Datenbank in Json-Event-Quellen 

einzulesen [9]. Bei den multimedialen 

Inhalten beschränkt sich dieser Kandidat 

auf Bilder und Links. 

Anwender navigieren durch die Zeitleiste, 

indem sie diese mit der Maus hin und her 

schieben. Alternativ klappt das auch über 

das Mausrad. Wer mit dem Rad zoomen 

möchte, findet eine entsprechende Anleitung 

im Simile-Wiki [10]. In der Voreinstellung 

gibt es keinen Weg, die Zeitleiste 

zu vergrößern oder zu verkleinern. 

Such- und Filtermöglichkeiten haben die 

Entwickler ebenfalls nicht implementiert. 

Anwender, die eine solche Funktion für 

die eigenen Zeitleisten umsetzen möchten, 

sollten sich dazu Simile Exhibit anschauen 

[11]. Geübte Webentwickler verbinden 

es leicht mit Timeline und setzen 

so interaktive Multimedia-Timelines mit 

angebunden Google Maps, Filtern und 

Ähnlichem (Abbildung 4). 

Von Haus aus bietet Timeline keine Imund 

Exportfunktionen. Da die Datensätze 

aber wie erwähnt alle in offenen Formaten 

vorliegen, steht einer eigenen Implementation 

nichts im Wege. 

E The Timeline Project 

Abbildung 4: Das Framework Simile Exhibit verbindet Timeline-Werke mit Such- und Filtermöglichkeiten, 

interaktiven Karten und anderen Visualisierungen. 

The Timeline Project [3] vom Entwicklerduo 

Rickard und Roger Lindberg reiht 

sich als Desktoptool in den Testreigen

ein. Die Python-Anwendung steht unter 

der GPLv3 und läuft laut Aussage der 

Entwickler auf allen Plattformen, die Python 

und das zusätzlich benötigte Paket 

Wxpython bieten. Für Windows-Nutzer 

steht ein vorkompiliertes Binary zum 

Download bereit; Linuxer finden auf der 

Projekthomepage die Quellen. Im Test 

tritt Version 0.18.0 an. 

Das Timeline-Tool startet der Anwender 

von der Kommandozeile aus mit dem 

folgenden Befehl: 

Farben, die der Benutzer bei der Einrichtung 

selbst aussuchen darf. Klickt er ein 

Ereignis mit der Maus an, sieht er die 

detaillierte Beschreibung und eingefügte 

Bilder (siehe Abbildung 5). 

Im Gegensatz zur Konkurrenz zeigt das 

Tool Daten vor der Zeitwende nur an, 

wenn Nutzer dies explizit aktivieren. Das 

Feature ist als experimentell gekennzeichnet 

und soll in kommenden Programm- 


Software 


51 

python ~/bin/timeline‐0.18.0/timeline.py 

In der Mitte des Programmfensters befindet 

sich der Zeitstrahl. Einmalige 

Ereignisse erscheinen oberhalb davon; 

solche, die sich über einen längeren Zeitraum 

hinweg erstrecken, positioniert The 

Timeline Project darunter. 

Events stellt die Anwendung als Balken 

oder Streifen dar, in denen der Titel 

sichtbar ist. Abhängig von der gewählten 

Kategorie erhalten sie unterschiedliche 

Abbildung 5: Hat der Benutzer zu einem Ereignis ein Bild hinzugefügt, verkleinert The Timeline Project dieses 

und zeigt es nach einem Mausklick in der Zeitleiste an. 

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Software 


52 

Abbildung 6: In diesem Dialog erstellen und bearbeiten Anwender die Ereignisse. Wer ein Bild hinzufügen 

möchte, der wählt im unteren Bereich den Reiter »Icon«. 

versionen wieder ganz verschwinden – 

eine Rückkehr ist ungewiss. 

Beim Anlegen einer Zeitleiste ist Handarbeit 

gefragt, denn The Timeline Project 

liest keine Datensammlungen aus 

externen Quellen ein. Da die Anwendung 

allerdings ihre eigenen Dateien im XML- 

Format ablegt, könnten entsprechende 

Skripte beispielsweise Datenbank-Auszüge 

oder Excel-Tabellen für den Import 

vorbereiten. Allen anderen bleibt nur die 

Möglichkeit, die Zeitleiste über die Eingabemaske 

zu füttern. 

Die Maske bietet unter anderem die Option 

»Period« für andauernde Events, ein 

Feld für die Beschreibung (siehe Abbildung 

6) und den Reiter »Icon«. Über 

diesen wandern Bilder in die Timeline, 

welche die Software allerdings auf 128 

mal 128 Pixel verkleinert und somit nur 

als Thumbnails präsentiert. 

Schlicht und einfach 

sich hinter »Edit«. Sie beschränkt sich 

aber auf die Titel; Begriffe aus den Beschreibungen 

findet sie nicht. 

Die Exportfunktionen sind ebenso dürftig 

wie die Importfähigkeiten. The Timeline 

Project wandelt die Zeitleisten samt Text 

und Bildern ins SVG- oder PNG-Format. 

Leider erfasst die Software hierbei nur 

den Bildschirminhalt und nicht den gesamten 

Zeitstrahl. Je nach Darstellungsgröße 

fehlen also wichtige Daten, und 

die Leiste ist vorne oder hinten abgeschnitten. 

Wer die mit dem Programm erstellten 

».timeline«-Dateien in eigene Webseiten 

einbinden möchte, der sollte sich Timeline 

Viewer [12] anschauen: Benutzer 

können ihre Daten über ein Formular 

zum Onlinedienst hochladen und für den 

Webauftritt konvertieren. 

E Timeline JS 

Der letzte Zeitspezialist in dieser Runde 

stammt aus der Feder des Journalismus- 

Dozenten Zach Wise und ist in Zusammenarbeit 

mit Véritéco und Knight Lab 

[13] entstanden. Timeline JS [4] ist vor 

allem bei Journalisten im angloamerikanischen 

Sprachraum beliebt und steht 

unter der Mozilla Public License. Im Test 

zeigt die Version 2.17, was sie als Chronistin 

zu bieten hat. 

Die Javascript-Bibliothek setzt auf die 

Jade-Template-Engine sowie die Jquery- 

Bibliothek. Anwender stellen ihre Zeitleisten 

entweder online über den eingebetteten 

Generator her [14] oder laden 

das Timeline-JS-Paket von Github [15] 

herunter und entpacken es in einem lokalen 

Verzeichnis. Auf der Download-Seite 

befindet sich ebenfalls die Dokumentation, 

die verschiedene Wege aufzeigt, um 

die Bibliothek in eigenen Webseiten zu 

nutzen. Timeline JS unterstützt alle modernen 

Browser, den Internet Explorer 

erst ab Version 8. 

Am unteren Rand der Zeitleiste befindet 

sich die Skala, die entweder Jahre, Dekaden 

oder Jahrhunderte anzeigt. Welche 

Einheiten Timeline JS hier verwendet, 

bestimmen die Eventdaten. Eine direkte 

Möglichkeit, den Maßstab zu beeinflussen, 

haben Benutzer somit nicht. Das 

mittlere Band zeigt eine Event-Übersicht. 

Über ein kleines Icon erkennen Benutzer, 

Bei der Navigation unterstützt das Mausrad. 

Alternativ offeriert der Menüpunkt 

»Navigate« weitere Optionen. Hier entscheidet 

der Benutzer, ob er nur alle Ereignisse 

eines Tages oder die eines ganzen 

Jahrhunderts sehen möchte. Außerdem 

kann er in Wochen-, Monats- oder Jahresschritten 

durch die Timeline blättern. Die 

Kategorien am linken Fensterrand dürfen 

Anwender per Mausklick gezielt ausblenden 

und so für mehr Übersicht sorgen, 

wenn sie bestimmte Ereignisse nicht sehen 

möchten. Die Suchfunktion versteckt 

Abbildung 7: Timeline JS präsentiert sich dreigeteilt: Am unteren Rand liegt die Skala, darüber die eigentliche 

Zeitleiste, und oben ist Platz für Multimediales.

Abbildung 8: Bequemer geht’s kaum: Wer sich Json nicht gewachsen fühlt, der baut seine Zeitleisten einfach 

über Google Docs zusammen. 

mit welchen multimedialen Inhalten die 

Einträge verknüpft sind. In dem oberen 

breiten Band blendet Timeline JS die 

angeschlossenen Inhalte ein (siehe Abbildung 

7). 

Gut vernetzt 

Als Datenbasis nutzt Timeline JS entweder 

Google-Spreadsheets oder Json-Dateien. 

Mit Letzteren füllen fortgeschrittene 

Anwender ihre Zeitleisten mit dynamisch 

generiertem Wissen, zum Beispiel aus 

einer Datenbank. Novizen steht der Weg 

über Google Docs offen (siehe Abbildung 

8). Ein entsprechendes Template samt 

einer Anleitung stellen die Timeline-JS- 

Macher unter [16] bereit. Um Daten vor 

der Zeitwende zu integrieren, schreibt 

der Benutzer ein Minuszeichen vor die 

Jahreszahl. 

Ein Pferdefuß des ansonsten gut gelungenen 

Tools: Die Entwickler empfehlen 

nicht mehr als 100 Ereignisse pro Zeitleiste 

und weisen darauf hin, dass bereits 

ab 20 bis 30 Einträgen die Performance 

leiden könnte. Hier besteht Nachbesserungsbedarf. 

Dafür punktet Timeline JS, 

wenn es um das Einbetten multimedialer 

Inhalte geht. Anwender dürfen zahlreiche 

Onlinequellen einbeziehen, darunter 

Flickr, Storify, Twitter, Youtube oder 

Vimeo. Während die anderen Testkandidaten 

sich auf Vorschaufunktionen beschränken, 

ist hier im oberen Band genug 

Platz für die Medien. 

Obwohl das Tool eine vollwertige Zeitleiste 

präsentiert, fühlt sich die Navigation 

für den Betrachter eher so an, als 

würde er durch ein Album blättern. Für 

Übersicht und Struktur sorgen Tags, die 

so ähnlich arbeiten wie die Kategorien 

bei The Timeline Project. Eine Zoomfunktion 

ist über Schaltflächen am linken 

Rand erreichbar. 

Eine Suchfunktion existiert derzeit nicht, 

was aber zu verschmerzen ist, da das 

Limit von 100 Events die Zeitleisten selten 

unübersichtlich macht. Auch beim 

Im- und Export ist Timeline JS knausrig, 

solche Funktionen fehlen. Mit Json verwendet 

allerdings auch dieser Kandidat 

ein portables Datenformat, was Spielraum 

für eigene Lösungen lässt. 

Am Ende der Zeit 

Dipity macht eine gute Figur, wenn es 

darum geht, Zeitleisten fortlaufend mit 

Informationen aus sozialen Netzwerken 

zu füllen. Tweets und Bilder von Konferenzen 

versammelt das Timeline-Tool 

ganz unkompliziert. Es eignet sich daher 

gut für Anwender, die solche Sammlungen 

auf einer Webseite oder der eigenen 

Twitter-Wall anzeigen möchten, ohne zu 

sehr auf den eigenen Geldbeutel achten 

zu müssen. Wer Wert auf die volle Kontrolle 

über die eigenen Daten legt, der 

sollte allerdings statt des Cloud-Dienstes 

einem der anderen Kandidaten den Vorrang 

geben. 

Puristen, die keine multimedialen Extras 

brauchen, sollten sich Simile Timeline 

anschauen. Das Werkzeug verlangt allerdings 

eine gewisse Einarbeitungszeit 

und entfaltet erst im Zusammenspiel mit 

Simile Exhibit sein volles Potenzial. Eine 

steile Lernkurve und längere Debugging- 

Sessions sind für Novizen programmiert. 

Erfahrene Webentwickler sollten sich jedoch 

gut zurechtfinden. 

Wenn auch solide und leicht zu handhaben, 

so hält The Timeline Project optisch 

nicht mit der Konkurrenz mit. Für wenig 

komplexe Zeitleisten, die nicht zwingend 

im Web verfügbar sein müssen, ist es 

jedoch gut geeignet. Darüber hinaus ist 

es von allen Kandidaten am schnellsten 

einsatzbereit und verlangt den geringsten 

Arbeitsaufwand. 

Timeline JS erfreut erfahrene Programmierer 

und Otto-Normal-Benutzer. Multimediale 

Zeitleisten basteln sie ruck zuck 

über eigene Lösungen oder Google Docs. 

Was die Vielfalt externer Inhalte angeht, 

übertrifft der vierte Kandidat sogar Dipity. 

Dass die Daten auf dem eigenen Server 

verbleiben, ist ein weiterer Pluspunkt. 

Dass die Performance mit wachsenden 

Events allerdings abnimmt und bei 100 

Einträgen die Grenze erreicht ist, behindert 

die Zeitreise. (hej) 

n 

Infos 

[1] Dipity: [http:// www. dipity. com] 

[2] Simile-Widget Timeline: 

[http:// www. simile‐widgets. org/ timeline] 

[3] The Timeline Project: 

[http:// thetimelineproj. sourceforge. net] 

[4] Timeline JS: [http:// timeline. verite. co] 

[5] Dipity-Preise: 

[http:// www. dipity. com/ premium/ plans] 

[6] Timeline-Einrichtung: 

[http:// simile‐widgets. org/ wiki/ Timeline_ 

GettingStarted] 

[7] Timeline offline nutzen: 

[http:// simile‐widgets. org/ wiki/ How_to_ 

use_Timeline_offline] 

[8] Event-XML-Generator für Simile Timeline: 

[http:// lifehacker. com/ assets/ resources/ 

2006/ 10/ eventmaker. html] 

[9] Events dynamisch laden: 

[http:// simile‐widgets. org/ wiki/ Timeline_ 

LoadEventsDynamically] 

[10] Zoomfunktion für das Mausrad: 

[http:// simile‐widgets. org/ wiki/ 

MouseWheelScrollingAndZooming] 

[11] Simile Exhibit, Version 3: 

[http:// simile‐widgets. org/ exhibit3] 

[12] Timeline Viewer: 

[http:// satyam. com. ar/ yui/ 3. 5/ timeline] 

[13] Knight Lab: 

[http:// knightlab. northwestern. edu] 

[14] Timeline-JS-Generator 

[http:// timeline. verite. co/ # embed] 

[15] Github-Repository für Timeline JS: 

[https:// github. com/ VeriteCo/ TimelineJS] 

[16] Google-Docs-Template für Timeline JS: 

[http:// timeline. verite. co/ # fileformat] 


Software 


53

Software 

www.linux-magazin.de Tooltipps 02/2013 

56 

Werkzeuge im Kurztest 

Tooltipps 

Procenv 0.16 

Umgebungsvariablen ermitteln 

Quelle: [https:// launchpad. net/ procenv] 

Lizenz: GPLv3 

Alternativen: Printenv, Stat 

Crun 0.1.3 

Programme wiederholt starten 

Quelle: [http:// code. google. com/ p/ koolkit/ 

wiki/ crun] 

Lizenz: GPLv3 

Alternativen: Cron 

Pstoedit 3.61 

PS- und PDF-Dateien konvertieren 

Quelle: [http:// www. pstoedit. net] 

Lizenz: GPLv2 

Alternativen: Gsview 

Procenv fragt die Umgebungsparameter 

und ‐variabeln eines Systems ab. Je nach 

Aufrufoption verrät das Tool etwa die aktuellen 

Systemlimits oder präsentiert die 

Konfiguration von »locale«, »env« oder 

des Compilers. Auch ermittelt es Informationen 

zu »cgroups«, zu geladenen Bibliotheken 

oder den Thread-Parametern der 

aktuellen Sitzung. 

Ohne Parameter gestartet präsentiert 

Procenv alle verfügbaren Fakten auf der 

Standardausgabe. Über »‐‐file« leiten Anwender 

sie in eine Datei um. Alternativ 

schickt »‐‐output« die Informationen an 

»stderr«, »stdout« oder an Syslog. 

Angesichts der umfangreichen Abfragemöglichkeiten 

empfiehlt sich unbedingt 

ein Blick in die Manpage. Neben einer 

ausführlichen Erläuterung der Optionen 

bietet das Handbuch auch Konfigurationsbeispiele 

und Anregungen für den 

Procenv-Einsatz auf verschiedenen Systemen. 

Die Entwickler empfehlen das 

Tool vor allem zur Fehleranalyse eigener 

Programme oder Skripte, um herauszufinden, 

welche Umgebungsbedingungen 

zur Ausführungszeit herrschen. 

★★★★★ Procenv bestimmt die Umgebungsparameter 

der aktuellen Sitzung im 

Handumdrehen. So vergleichen Anwender 

zum Beispiel Systeme miteinander 

und finden heraus, in welcher Umgebung 

ein Prozess läuft. 

n 

Um Programme zu bestimmten Zeiten 

oder in regelmäßig wiederkehrenden Intervallen 

zu starten, greifen die meisten 

Anwender zu Cron. Das Anpassen der 

Crontab ist jedoch zu aufwändig, um 

kleine Tools oder selbst geschriebene 

Skripte zu testen. Mit Crun empfiehlt sich 

eine leicht zu bedienende Alternative. 

Anders als Cron arbeitet Crun nicht als 

Daemon im Hintergrund und benötigt 

daher auch keine Rootrechte. 

Nutzer geben beim Start insgesamt drei 

Parameter zur Steuerung an. Der erste 

definiert, wie oft Crun ein Programm aufruft, 

der zweite bestimmt, in welchen Abständen 

das geschieht. Am Schluss steht 

der eigentliche Befehl, wahlweise mit Optionen. 

So sorgt beispielsweise »crun 10 5 

netstat ‐na« dafür, dass Crun den Netstat- 

Befehl zehnmal jeweils im Abstand von 5 

Sekunden startet. Alle Ausgaben landen 

auf der Standardausgabe. Mehr Konfiguration 

ist nicht erforderlich und derzeit 

auch nicht möglich. Eine Einrichtungsdatei 

existiert nicht. 

★★★★★ Das handliche Tool macht es 

einfach, Programme zu Test- und Analysezwecken 

in festgelegten Intervallen 

auszuführen. Eine Anpassung der 

Crontab entfällt. Mit Crun läuft jede Anwendung 

unkompliziert mehrfach und in 

bestimmten Abständen. 

n 

Pstoedit wandelt Postscript- und PDF-Dateien 

in Vektorgrafiken um. Die Liste der 

unterstützten Dateitypen umfasst über 

25 Formate, darunter SWF, DXF, HPGL, 

Skencil, GNU Plot und Latex2e-Picture. 

Das Programm kennt darüber hinaus die 

Metaformate WMF, OS/2 Metafiles oder 

GNU Metafile. Weitere Gattungen wie 

etwa SVG sind über (teilweise) kostenpflichtige 

Plugins verfügbar. 

Da das Tool keine eigenen Postscript- und 

PDF-Routinen besitzt, ist eine Ghostscript-Installation 

Voraussetzung. Für 

die Vektorgrafikformate greift es auf die 

Imagemagick-Bibliotheken zurück. Pstoedit 

bietet Optionen, um das Dokument 

in mehrere Seiten aufzuteilen, einzelne 

Seiten zu extrahieren, sie zu drehen oder 

zu kippen. Andere Parameter stellen Text 

als Zeichnung dar oder übernehmen Kurven 

des Originals. Die Position von Bildern 

und die Seitengröße sind ebenfalls 

konfigurierbar. 

Nicht alle Optionen funktionieren für jedes 

Ausgabeformat. Ein Blick ins Handbuch 

verrät Näheres dazu. Darüber hinaus 

kommt Pstoedit nicht mit allen Quelldokumenten 

gleich gut zurecht. 

★★★★★ Pstoedit bietet umfangreiche 

Möglichkeiten, Postscript- und PDF-Dateien 

in Vektorgrafiken zu konvertieren 

und die Ergebnisse nach eigenen Wünschen 

zu gestalten. 

n

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Software 

www.linux-magazin.de Tooltipps 02/2013 

58 

Muddog 1.0.0 

Prozesse verfügbar halten 

Quelle: [http:// code. google. com/ p/ muddog] 

Lizenz: BSD New 

Alternativen: Autocheck 

Xidel 0.6 

Daten aus Webseiten extrahieren 

Quelle: [http:// videlibri. sourceforge. net/ 

xidel. html] 

Lizenz: GPLv2 

Alternativen: Curl, Wget 

PNG Crush 1.7.41 

PNG-Dateien komprimieren 

Quelle: [http:// pmt. sourceforge. net/ 

pngcrush] 

Lizenz: OSI Approved License 

Alternativen: Opti PNG 

Bestimmte Programme und Dienste dürfen 

niemals ausfallen, sondern sollten 

stets verfügbar sein. Muddog hilft Administratoren 

solche Services zu überwachen. 

Das Tool basiert auf dem Free- 

BSD-Inetd und läuft unter Free BSD und 

Linux. In der Konfigurationsdatei »/etc/ 

muddog.conf« legt der Anwender fest, 

welche Programme Muddog aufrufen und 

im Auge behalten soll. Das Tool kontrolliert 

regelmäßig, ob der entsprechende 

Prozess noch läuft, und startet ihn gegebenenfalls 

neu. Um ihn zu beenden, 

terminieren Nutzer Muddog. 

Ein Eintrag enthält jeweils vier Felder, 

die durch Leerzeichen oder Tabs getrennt 

sind. Im ersten steht ein eindeutiger Bezeichner 

für den Dienst. Es folgen Angaben 

zu Benutzern oder Gruppen, mit 

deren Rechten das Programm läuft. Dahinter 

steht der volle Pfad zum Binary, 

im letzten der Aufruf mit allen Parametern 

und Optionen. Anwender sollten beachten, 

keine Services zu definieren, die 

von sich aus als Daemon laufen. Muddog 

würde in diesem Fall das Programm wieder 

und wieder starten, obwohl es ein 

SIGCHLD-Signal erhalten hat. 

Muddog bietet nur drei Aufrufoptionen: 

Über »‐v« zeigt es seine Version an, hinter 

»‐P« dürfen Benutzer eine alternative 

Konfigurationsdatei angeben, und »‐d« 

schaltet das Debugging ein. Seine Fehlermeldungen 

reicht das Programm an 

Syslog weiter. 

★★★★★ Mit Muddog stellen Systemverwalter 

Programme ohne eigene Daemon- 

Funktion dauerhaft bereit. Das Tool behält 

seine Schützlinge genau im Auge 

und erleichtert den Einsatz durch eine 

übersichtliche Konfiguration. n 

Programme, die HTML- und XML-Dateien 

aus dem Internet auf den eigenen 

Rechner spiegeln, gibt es in Hülle und 

Fülle. Xidel geht noch einen Schritt 

weiter und extrahiert gezielt Daten aus 

den übertragenen Dokumenten. Welche 

Detailinformationen das sind, legt der 

Benutzer über ein Suchmuster fest. Xidel 

erkennt selbstständig, ob es sich bei 

dem Filtertyp um Xpath, Xquery, CSS 

oder ein einfaches Template handelt. 

Klappt das nicht, so geben Anwender 

über »‐‐extract‐kind« Hilfestellung. Komplexere 

Muster oder reguläre Ausdrücke 

schreiben Anwender optional vorher in 

eine Datei und übergeben diese dann 

beim Start. 

Darüber hinaus ist es möglich, Daten von 

der Verarbeitung auszunehmen oder gezielt 

einzubinden. Besitzt eine Webseite 

beispielsweise Links, geben Nutzer über 

»‐‐follow« vor, welchen Verknüpfungen 

Xidel folgen soll. Auch diese Option verfügt 

über »exclude«- und »include«-Parameter, 

mit denen die Link-Verarbeitung 

steuerbar ist. Außerdem verhindert »‐‐follow‐level«, 

dass Xidel sich auf komplexen 

Seiten zu lange aufhält. 

In der Voreinstellung schreibt das Tool 

die Ergebnisse in gut lesbarer Form als 

reinen Text auf die Standardausgabe. 

Zum Weiterverarbeiten ist auch eine 

Formatierung in Json- oder XML-Syntax 

möglich. Als Standardkodierung nutzt 

Xidel UTF-8, Latin 1 und UTF-16 kennt 

es ebenfalls. Wer die Ergebnisse lieber 

in einer Datei speichern möchte, der verwendet 

»‐‐download«. 

★★★★★ Xidel erfasst präzise Datenschnipsel 

aus HTML- und XML-Dateien. 

Das Tool punktet mit vielfältigen Filtermöglichkeiten. 

n 

Dieses Kommandozeilen-Werkzeug optimiert 

die Komprimierung von PNG-Bildern 

– und das ganz ohne Qualitätsverluste. 

In den meisten Fällen verkleinert 

es damit die Dateien und hilft so dabei, 

Plattenplatz einzusparen. 

PNG-Dateien bestehen aus mehreren 

Blöcken, darunter einem Pixeldatenblock 

(IDAT, Image Data). PNG Crush reduziert 

die Größe dieser IDAT-Fragmente und versucht 

die Daten mit einer Kombination 

aus LZ77- und Huffmann-Algorithmen 

zu komprimieren. Auch das Entfernen 

von Farbkorrekturen, etwa des Weißabgleichs, 

oder das Löschen des ICC-Farbprofils 

verringern die Größe. Während 

das Tool sich selbstständig um die Kompression 

kümmert, müssen Anwender 

die Farbkorrektur-Tilgung explizit beauftragen. 

Das Anpassen der Farbtiefe oder 

der Bildauflösung ist ebenfalls möglich, 

fällt jedoch bereits in den Bereich der 

Bildmanipulation. 

Um eine PNG-Datei zu verkleinern, rufen 

Anwender »pngcrush« zusammen mit 

dem Namen der Quell- und der Zieldatei 

auf. Alternativ übergeben sie beim Start 

direkt ein ganzes Verzeichnis mit Bildern. 

In der Voreinstellung überschreibt die Anwendung 

die Originale nicht. Sie erwartet 

daher für Verzeichnisse mit mehreren 

Dateien die Option »‐e« und eine neue 

Erweiterung des Dateinamens. Über alle 

Arbeitsschritte berichtet das Tool auf der 

Standardausgabe, sodass Benutzer stets 

im Bilde sind. 

★★★★★ Mit PNG Crush reduzieren Anwender 

die Größe der Bildersammlung, 

ohne an Qualität einzubüßen. (U. Vollbracht/hej) 

 

n

R 

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www.linux-magazin.de X2go 4.0 02/2013 

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Vorschau auf das neue X2go 

Terminal 4 

Die freie Terminalserver-Lösung X2go erscheint bald in Version 4.0. Die Entwickler haben fleißig neue Features 

implementiert. Der Artikel analysiert den aktuellen Snapshot und zeigt, was sich in den letzten zwölf Monaten 

im Projekt getan hat. Florian Effenberger 

© Robert Wilson, 123RF.com 

Beim Zugriff auf entfernte Server macht 

X11-Forwarding über SSH keine gute 

Figur. Darum haben sich spezielle Terminalprotokolle 

durchgesetzt, X2go [1] 

beispielsweise als schnelle und Ressourcen-schonende 

Remotedesktop-Lösung. 

Die Entwicklergemeinde rund um Heinz- 

Markus Gräsing, Oleksandr Shneyder und 

Mike Gabriel steht kurz vor der Veröffentlichung 

von Version 4.0 des freien Terminalservers 

und verspricht viele neue 

Features. 

Die X2go-Macher stellen neugierigen 

und experimentierfreudigen Benutzern 

den Entwicklungszweig vorab als fertige 

Debian- und Ubuntu-Paketquelle 

zur Verfügung [2]. Alternativ gibt’s die 

X2go-Quellen in einem Git-Repository 

[3]. Möglicherweise ist beim Erscheinen 

dieses Artikels bereits die stabile Version 

veröffentlicht; die Tester haben einen 

Snapshot vom 20. November 2012 unter 

die Lupe genommen. 

Fox on the run 

Brandneu ist das Firefox-Plugin [4] für 

Linux zwar nicht, doch wollen es die Entwickler 

in der neuen Version zum ersten 

Mal als stabil kennzeichnen. Die Browser-Erweiterung 

stellt Sitzungen nahtlos 

in einem Firefox-Fenster dar, sodass Anwender 

auf den eigenständigen Client 

verzichten können (siehe Abbildung 1). 

Aufgrund der Binary-Form ist es derzeit 

nicht im offiziellen Mozilla-Repository 

enthalten, dafür aber als Paket »x2goplugin« 

verfügbar. 

Eine Vorlage für den Betrieb auf Webservern 

liefert das Paket »x2goplugin‐provider«. 

Die Datei »/usr/share/x2go/plugin/ 

x2goplugin.html« passen Anwender an 

eigene Bedürfnisse an; das Wiki [5] bietet 

Hilfestellung für alle, die den Code 

in Webseiten einbinden möchten. Der 

über die Paketabhängigkeiten installierte 

Web-Applikationsserver Tntnet quittierte 

im Test den Versuch, »http:// localhost/ 

x2goplugin. html« zu öffnen, jedoch mit 

einem 404-Fehler. 

Auch das Plugin selbst lief im Snapshot 

noch nicht ganz rund und der Tastaturfokus-Wechsel 

zwischen Browserfenster 

und Sitzung klappte nicht immer. Die 

Entwickler vermuten einen Bug in Firefox 

und versprechen, sich um das Problem 

zu kümmern. Die zum Redaktionsschluss 

fehlenden Plugin-Pakete für Windows 

wollen sie ebenfalls nachliefern. 

Schlechte Nachrichten gibt es indes für 

Mac-Anwender. Für diese Plattform ist 

aktuell keine Firefox-Erweiterung geplant. 

Als Gründe geben die X2go-Macher an, 

das Qt-Browserplugin sei nicht geeignet. 

Firefox lädt im Hintergrund den regulären 

X2go-Client, und dieser baut auf Qt auf. 

Doch ausgerechnet die Drittkomponente, 

die für die Anzeige im Browser zuständig 

ist, gilt laut X2go-Entwickler Oleksandr 

Shneyder noch als instabil. Zwar gibt es 

andere Ansätze, die unter OS X zum Ziel 

führen könnten, doch mangelt es derzeit 

an Ressourcen, um ein Mac-Plugin kurzfristig 

zu implementieren. 

Verlockende Früchte 

Der native X2go-Client für Macs [6] galt 

lange Zeit als Sorgenkind. Inzwischen 

sind die meisten Probleme behoben, 

auch wenn die Installation auf neueren 

OS-X-Versionen umständlich ist. Da 

Apple ab OS X 10.8 keine X11-Implementierung 

mehr mitliefert, müssen Anwender 

Xquartz nachrüsten [7]. Außerdem

Abbildung 1: Das Firefox-Plugin erhält mit der neuen X2go-Version erstmals 

den Status „Stabil“. Anwender greifen mit der Browser-Erweiterung auf 

X2go-Sitzungen zu, ohne einen Client starten zu müssen. 

tragen sie in den X2go-Clienteinstellungen 

von Hand den Pfad zum Xquartz- 

Programm (»/Applications/Utilities/ 

XQuartz.app«) ein und booten den Mac 

neu. Danach läuft alles wie am Schnürchen 

(siehe Abbildung 2). Meldungen 

über das fehlende Paket »openssh‐server« 

dürfen OS-X-Nutzer getrost ignorieren – 

möglicherweise ist dieser Schönheitsfehler 

in der finalen Version behoben. 

Spieglein, Spieglein 

Alle Plattformen profitieren von den 

neuen so genannten veröffentlichten 

Anwendungen. Das Feature erlaubt es, 

ein Menü mit einer Liste von Programmen 

einzublenden, die sich nach dem 

Start auf einem entfernten Rechner wie 

eine lokale Anwendung verhalten (siehe 

Abbildung 3). Zwar war es in früheren 

X2go-Versionen ebenfalls möglich, einzelne 

Applikationen ohne Umweg über 

die Desktopumgebung zu starten, dies 

mussten die Benutzer jedoch auf jedem 

Client extra so einrichten. Die neue Funktion 

arbeitet hingegen Server-seitig und 

ermöglicht somit eine zentrale Konfiguration 

– sowohl systemweit als auch für 

einzelne Accounts. 

X2go findet die Programmliste im Verzeichnis 

»/etc/x2go/applications« (in 

der Voreinstellung ein symbolischer Link 

auf »/usr/share/applications«). Wer die 

veröffentlichten Anwendungen lieber für 

jeden Benutzer gesondert einrichtet, legt 

die entsprechenden ».desktop«-Dateien 

im Homeverzeichnis unter »~/.x2go/ 

applications« ab. Besonders 

gut gefiel den 

Testern, dass sich die 

Anwendungen unter 

Linux an das Design 

der Desktopumgebung 

anpassen. 

Das Paket »x2godesktopsharing« 

erweitert 

X2go um eine Sharingfunktion 

für den 

Desktop [8]. Um den 

eigenen Bildschirm 

für Dritte freizugeben, 

rufen Benutzer das 

Programm X2go Desktop 

Sharing auf und 

aktivieren das Feature 

über das neue Icon in 

der Symbolleiste. Auf dem Client zeigt 

»Zugriff auf lokalen Desktop« eine Übersicht 

aller so freigegebenen Sitzungen 

(siehe Abbildung 4). 

Im Test klappte die Freigabe allerdings 

nur mit gleichen Benutzernamen problemlos; 

die stabile Version soll aber auch 

das Screensharing mit anderen Logins 

erlauben. Die Anwender definieren dann 

ganz genau, welche Accounts wie zugreifen 

dürfen. 

Eine weitere Neuerung ist der so genannte 

Broker. Er ermöglicht es, Clients 

zentral zu konfigurieren, was insbesondere 

in Umgebungen mit vielen Nutzern 

sehr praktisch ist. Anstatt auf jedem 

Arbeitsplatz händisch alle verfügbaren 

Sitzungen einzutragen, erhalten Nutzer 

Informationen dazu automatisch vom 

Broker, und zwar wahlweise über HTTP, 

HTTPS oder SSH. 

So realisieren Admins etwa Failover- 

Szenarien und Load-Balancing-Lösungen 

oder konfigurieren für verschiedene 

Uplinks automatisch den netztopologisch 

besten Server. Eine individuelle Anpassung 

für jeden Benutzer ist ebenfalls 

möglich. Zum Redaktionsschluss enthielt 

das Wiki noch keine Dokumentation für 

den Broker, die Entwickler wollen sie 

jedoch bald nachreichen. 

Tunnelblick 

X2go 4.0 unterstützt die neuen Gnomeund 

Unity-Desktops. Zusätzlich erlaubt 

die neue Version auch Logout-Skripte auf 

dem Server (Datei »~/.x2go_logout«). 

Auf Thin Clients, die sich in einem sicheren 

Netzwerk befinden, nutzt der Terminalserver 

jetzt optional eine direkte 

RDP-Verbindung via Rdesktop oder Xfree 

RDP, statt den Umweg über den Server zu 

gehen. Letzteres ist allerdings nach wie 

vor der bevorzugte Weg bei unsicheren 

Verbindungen, die dann von der X2go- 

Verschlüsselung profitieren. 

Bezüglich RDP hat die neue Release eine 

weitere Verbesserung in petto: Die früher 

umständlich zu realisierende Audio- 

Übertragung ist mittlerweile direkt auf 

Knopfdruck im Client verfügbar. Das 

Gleiche gilt für Dateifreigaben, die künftig 

ebenfalls ohne separaten Wrapper 

auskommen. 

Auch das X2go-Projekt profitiert von der 

Förderung des Serverherstellers Thomas 

Abbildung 2: Der X2go-Client für OS X läuft inzwischen rund. Hier präsentiert sich das Ubuntu Software- 

Center eines Linux-Servers in der Ferne auf dem lokalen OS-X-Desktop. 

X2go 4.0 02/2013 

Software 


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Software 

www.linux-magazin.de X2go 4.0 02/2013 

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Krenn [9]. Laut eigenen Angaben arbeiten 

die Entwickler an einer Appliance, 

über die mittels X2go Remote-Unterstützung 

im ganzen Netzwerk möglich wird. 

An entsprechender Stelle platziert soll 

der Low Energy Server als Gateway fungieren 

und bei Bedarf eingehende Verbindungsanfragen 

automatisch an den 

entsprechenden Rechner durchreichen. 

Dabei hilft die neu im Client hinzugekommene 

Funktion, sich per SSH- oder 

HTTP-Proxy mit hinter Gateways befindlichen 

Systemen zu verbinden. Im Test 

fehlte das Feature allerdings noch auf 

dem OS-X-Client. 

Die neue Multi-Head-Funktion [10] 

bietet zwei Betriebsmodi. Einerseits legen 

Benutzer X2go-Sitzungen auf einen 

separaten lokalen Bildschirm, um den 

entfernten Desktop in voller Auflösung 

und ohne störende Fensterdekoration zu 

betrachten. Andererseits bilden sie damit 

ein Multi-Head-Setup auf Server-Seite ab, 

indem die Remotesitzung auf einem großen 

virtuellen Bildschirm erscheint. Xinerama 

verhindert, dass sich ein Fenster 

über mehr als einen Monitor erstreckt. 

Aufpoliert 

X2go wartet darüber hinaus auch mit 

etlichen Verbesserungen im Detail auf. 

So spricht der Client nun auch Spanisch, 

Norwegisch und Dänisch. Die Projektmitarbeiter 

behoben außerdem einige 

kompliziertere Bugs, vor allem in den 

X-Libraries und in der Cairo-Bibliothek. 

Das löst unter anderem Probleme bei der 

Grafik- und Schriftdarstellung 

nach dem 

Aufwachen aus dem 

Sleepmode. 

Wegen der freien Lizenzen 

kommen all 

diese Verbesserungen 

natürlich auch anderen 

Programmen wie 

beispielsweise No 

Machine und Free NX 

zugute. 

Da X2go inzwischen 

auch bei mehreren 

großen Unternehmen 

im Einsatz ist, wächst 

die Nachfrage nach 

professionellem Support 

für die Software. 

Um diesen Bedarf zu 

decken, hat X2go-Entwickler Oleksandr 

Shneyder die Phoca GmbH gegründet 

[11]. Die Firma bietet Beratung, Installationshilfe, 

Supportverträge und kundenspezifische 

Anpassungen, zum Beispiel 

individuelle Broker. Alle Verbesserungen 

und Erweiterungen stehen aber auch 

künftig unter einer freien Lizenz; eine 

Bezahlversion wird es nicht geben, wie 

das Projekt betont. 

Insgesamt gefällt die neue X2go-Version, 

auch wenn noch einige kleine Ungereimtheiten 

im Test auftraten. Beheben 

die Entwickler diese und ergänzen die 

Dokumentation um Erklärungen zu den 

relevanten Neuerungen, dürfte die finale 

4.0 ein großer Schritt in die richtige Richtung 

sein. X2go bietet als Gesamtpaket 

Abbildung 4: X2go teilt nun den eigenen Bildschirm mit anderen Nutzern. 

Die finden auf ihrem Client eine Liste mit den freigegebenen Sitzungen. 

viele Funktionen und Features, die sonst 

nur teure und proprietäre Lösungen bereitstellen. 

(hej) 

n 

Infos 

[1] X2go: [http:// www. x2go. org] 

[2] Nightly Builds: [http:// www. x2go. org/ 

doku. php/ wiki:development:nightly‐builds] 

[3] Git-Repository: [http:// git. x2go. org] 

[4] Michael Kromer, „Zugriff nach Bedarf“: 


[5] X2go-Plugin in eigene Webseiten einbinden: 

[http:// www. x2go. org/ doku. php/ 

wiki:components:x2goplugin] 

[6] X2go-Client für OS X: [http:// code. x2go. 

org/ releases/ binary‐macosx/ x2goclient] 

[7] Xquartz: [http:// xquartz. macosforge. org] 

[8] Desktop-Sharing: 

[http:// www. x2go. org/ doku. php/ wiki:comp 

onents:desktop‐sharing] 

[9] Serverhersteller sponsert Open-Source- 

Projekte: [http:// www. linux‐magazin. de/ 

NEWS/ Thomas‐Krenn‐stiftet‐Server‐fuer 

‐Open‐Source‐Projekte] 

[10] Multi-Head: [http:// www. x2go. org/ doku. 

php/ wiki:components:multi‐display] 

[11] Phoca GmbH: [http:// www. phoca‐gmbh. com] 

Abbildung 3: Die veröffentlichten Anwendungen verhalten sich auf Remotedesktops wie lokale Programme. 

Die Programmliste gruppiert nach Einsatzzweck und bietet eine Suchfunktion. 

Der Autor 

Florian Effenberger engagiert sich seit zehn Jahren 

für freie Software. Er ist einer der Gründer 

und zugleich Vorstandsvorsitzender der Document 

Foundation. Er schreibt regelmäßig für 

zahlreiche deutsche und internationale Fachpublikationen 

und beschäftigt sich dabei auch mit 

Rechtsfragen.

Aus dem Alltag eines Sysadmin: Ifdata 

Präzise an Schnittstellen 

Einführung 02/2013 

Sysadmin 

Wie schon in der vorigen Ausgabe stellt Charly wieder ein Tool vor, das seine Stärken besonders in Skripten 

ausspielt. Ifdata aus dem Moreutils-Paket liefert Statusinformationen von Netzwerk-Interfaces absolut passgenau. 

Das Herausmeißeln einzelner Werte ist nun nicht mehr nötig. Charly Kühnast 


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Inhalt 

64 Open Vswitch 

Software-Switches wie das freie Open 

Vswitch bringen Funktionen auf die 

Gastgeber von Virtualisierungen, wie 

sie sonst nur echte Hardware bietet. 

Open Vswitch arbeitet zudem mit vielen 

Hypervisoren zusammen. 

70 TCP Fast Open 

Mit TCP Fast Open hat Google eine Protokollerweiterung 

zum Verringern von 

Latenzen im Netzwerkverkehr vorgestellt, 

die eine Beschleunigung von bis 

zu 41 Prozent verspricht. 

Wenn ich ein Skript schreibe und darin 

die Information benötige, ob ein bestimmtes 

Interface existiert, und wenn 

ja, welche IP-Adresse und MTU es gerade 

hat, entsteht fast zwangsläufig sperriger 

Code. Ich bewerfe dann das Ergebnis von 

»ip addr show eth0«, »ifconfig« oder »iwconfig« 

so lange mit »grep«, »cut« und regulären 

Ausdrücken, bis die gewünschte 

Information herausgemeißelt ist. 

Ifdata aus dem Moreutils-Paket [1] dagegen 

löst meine Aufgabenstellung elegant 

und einfach. Mit Parametern steuere ich 

die Ifdata-Ausgabe so, dass nur das gesuchte 

Ergebnis erscheint und mehr nicht 

– das ist ideal, um es in einem Skript 

weiterzuverarbeiten. 

Zunächst möchte ich herausfinden, ob 

ein bestimmtes Netzwerkinterface überhaupt 

existiert: »ifdata ‐e eth0«. Der 

Befehl erzeugt keine Ausgabe. Ob die 

Schnittstelle existiert, verrät der Rückgabewert. 

In einem Skript ist das sehr praktisch, 

wenn ich ohne weitere Klimmzüge 

verzweigen will: 

if $(ifdata ‐e eth0); then 

echo "Interface gefunden"; 

[...] 

else 

echo "Interface nicht gefunden"; 

[...] 

fi 

Eine für Menschen lesbare Ausgabe gibt 

es auch. Der Parameter »‐pe« sorgt dafür, 

dass Ifdata ein »yes« oder »no« ausgibt. 

Mit einer Minischleife kann ich mir 

schnell einen Überblick verschaffen, wie 

viele Interfaces gerade aktiv sind: 

$ for i in `seq 0 3`;do ifdata ‐pe eth$i;U 

done 

yes 

yes 

yes 

no 

Die Testmaschine hat vier Interfaces, benutzt 

aber nur drei. 

»‐pm« auch einzeln. Wenn ich wissen 

will, ob das Interface gerade im Promiscuous 

Mode ist, lasse ich mir per 

$ ifdata ‐pf eth0 

eine Liste der Flags zusammenstellen 

(Abbildung 1). Die Elemente der Liste 

einzeln abzufragen funktioniert allerdings 

nicht – zum Glück, denn wer soll 

sich bitte die ganzen Parameter merken?! 

Dafür gibt es noch Daten über den Netzwerkverkehr 

und Fehlerzustände zu eruieren. 

So kann ich etwa mit 

$ ifdata ‐soe eth0 

den Fehlerzähler auslesen – und mich beruhigt 

anderen Sachen zuwenden, denn 

der steht auf null. (jk) 

n 

© Ivan Mikhaylov, 123RF.com 

Abbildung 1: Ifdata schaut nach, welche Flags der 

Netzwerkschnittstelle gehisst sind. 

Basisarbeit 

Die am häufigsten benötigten Daten – 

IP-Adresse, Netzmaske, Broadcastadresse 

und MTU – zeigt Ifdata durch Leerzeichen 

getrennt mit dem Parameter »‐p« an: 

$ ifdata ‐p eth0 

10.0.0.106 255.255.255.0 10.0.0.255 1500 

Diese Informationen bekäme ich durch 

Angabe von »‐pa«, »‐pn«, »‐pb« und 

Infos 

[1] Moreutils: 

[http:// joeyh. name/ code/ moreutils/] 

Der Autor 

Charly Kühnast administriert 

Unix-Syste me im Rechenzentrum 

Niederrhein. Zu seinen 

Aufgaben gehören Sicherheit 

und Verfügbarkeit der 

Firewalls und der DMZ.

Sysadmin 

www.linux-magazin.de Open Vswitch 02/2013 

64 

Der Software-Switch Open Vswitch 

Virtuos schalten 

Software-Switches bringen Funktionen auf die Gastgeber von Virtualisierungen, wie sie sonst nur echte Hardware 

bieten kann. Das freie Open Vswitch ist Bestandteil des Mainstream-Kernels, bietet leistungsfähige Komponenten 

und arbeitet mit vielen Hypervisoren zusammen. Konstantin Agouros 

© Jan Treger, 123RF.com 

Dank immer leistungsfähigerer Hardware 

sprießen die virtualisierten IT-Umgebungen 

auf dem Server oder in der Cloud 

allerorten. Weil die einzelnen Instanzen 

auch miteinander kommunizieren, wollen 

Admins auch in den virtuellen Netzen 

Regeln setzen, so wie sie es im echten 

LAN gewohnt sind. 

Ein typischer Mechanismus sind Bridges, 

die schon bei Virtualisierungssoftware 

auf dem Desktop zum Standardrepertoire 

gehören. Soll das virtuelle Windows etwa 

aufs WLAN des Linux-Gastgebers zugreifen, 

braucht es eine simulierte Netzwerk- 

Bridge, die der Admin per Mausklick und 

GUI-Dialog in schicken Menüs auf virtuellen 

Netzwerk-Devices im Handumdrehen 

bewerkstelligt. 

Wie ein Hub im physischen Netzwerk 

sind die Software-Bridges aber mit Vorsicht 

zu genießen, zum Beispiel sieht der 

virtuelle Gast den kompletten Traffic im 

Netzwerksegment – ein auf einem Server 

meist unerwünschtes Feature. 

Anders mit virtuellen Switches: Open 

Vswitch [1] erlaubt es dem Administrator, 

auf einem Host, der virtuelle Maschinen 

beherbergt, die verschiedenen virtuellen 

Netzwerkinterfaces durch einen 

oder mehrere simulierte Switches miteinander 

zu vernetzen. Dabei darf er einzelnen 

Anschlüssen VLANs zuordnen und 

Spiegelports anlegen. Es ist sogar möglich, 

mehrere Netzwerkinseln über Layer- 

3-Tunnel direkt miteinander zu vernetzen 

(Abbildung 1). Zudem unterstützt Open 

Vswitch auch Open Flow ([2], siehe 

Kasten „Open Flow“), kann Netflow- 

Daten [3] sammeln und an einen Netflow-Collec 

tor wie Ntop [4] senden. 

Die Architektur 

Open Vswitch besteht aus drei Diensten 

und einem Kernelmodul. Zwar ist 

Letzeres nur optional, doch ohne sind 

die Performance-Einbußen so groß, dass 

wenig Freude aufkommt. Mit ihm aller- 

dings überrascht der virtuelle Switch: 

Laut Aussage des Projekts ist das Weiterleiten 

der Pakete schneller als bei einem 

Bridgemodul. 

Beim Einsatz des Kernelmoduls muss 

der Admin einige Details beachten: Das 

Layer-3-Tunneln geht nur mit dem Kernelmodul 

aus dem Sourcecode des Projekts, 

nicht mit dem Modul aus dem normalen 

Kernel. Außerdem darf das Linux-Bridgemodul 

nicht geladen sein. Für Skripte, die 

sich auf die Bridge-Utils verlassen, gibt 

es ein separates Kompatibilitätsmodul, 

das Aufrufe zum Anlegen und Manipulieren 

von Bridges abfängt und für Open 

Vswitch passend übersetzt. 

Open Vswitch speichert die Konfigurationen 

persistent in einer Json-Datenbank, 

üblicherweise im Verzeichnis »/etc/ 

openswitch«. Als Server für diese Datenbank 

dient das Programm »ovsdb‐server«. 

Alle Konfigurationsänderungen, die 

das Hauptwerkzeug »ovs‐vsctl« durchführt, 

landen so direkt in der Datenbank; 

»ovsdb‐client« hilft dabei, die Tabellen 

für Menschen besser lesbar als im Json- 

Rohformat zu machen. 

Open Flow 

Das Protokoll Open Flow gibt Zugriff auf die 

Forwarding Plane eines Switch oder Routers, 

also auf die Tabelle, die definiert, wie Pakete 

(von welchem Quell- zu welchem Ziel-Port) 

fließen sollen. Dabei ist die Verwaltung dieser 

Flow vom ausführenden Gerät entkoppelt. Die 

Idee dabei ist, dass sich so auch Access-Listen 

über alle Geräte zentral verwalten lassen, 

das Netzwerk lässt sich steuern. 

Mittlerweile haben sich einige namhafte 

Hersteller bereits auf Open Flow festgelegt, 

laut der Homepage des Floodlight-Projekts 

[2] gibt es bereits Geräte von HP, Huawei, 

Juniper, IBM Brocade und Netgear, die das 

Protokoll unterstützen.

Der Prozess »ovs‐vswitchd« steuert die 

virtuellen Switches auf der lokalen Maschine 

und unterhält die Verbindung 

zur Konfigurationsdatenbank. Laufen 

die Switches im Userspace, übernimmt 

dieser Prozess auch ihre Verwaltung. 

Mit einem Open-Flow-Controller baut 

»derovs‐vswitchd« die Verbindung auf 

und tauscht sich über das Open-Flow- 

Protokoll mit ihm aus. 

Ist dagegen kein externer Open-Flow- 

Controller vorhanden, dann kommt der 

»ovs‐controller« zum Einsatz. Controller 

müssen nicht auf derselben Maschine 

wie der »ovs‐vswitchd« laufen. Um Redundanz 

zu schaffen, kann der Admin 

auch mehrere von ihnen angeben. 

Ein einfaches Setup 

Die Konfiguration erfolgt mit »ovs‐vsctl«. 

Zunächst bedarf es einer leeren Konfigurationsdatenbank. 

Haben das nicht bereits 

die Init-Skripte erledigt, erzeugt 

ovsdb‐tool create /etc/openvswitch/conf.db U 

/etc/openvswitch/vswitchd/vswitch.ovsschema 

die Datenbank. Die folgenden Kommandos 

legen eine Switch-Instanz an, der 

der Admin auch gleich zwei Ports hinzufügt: 

ovs‐vsctl add‐br linux‐switch0 

ovs‐vsctl add‐port linux‐switch0 eth0 

anderen Ports agieren 

dann als Trunk-Ports 

[5], liefern also auch 

die Pakete der VLANs 

172.18.1.1 

aus, die der Admin 

aufgespannt hat. 

»eth0« 

In diesem Fall muss 

er allerdings auch den 

»islandswA« 

physischen Switch, an 

dem der Host hängt, 

so konfigurieren, dass 

er den Port als Trunk- 

Port akzeptiert und die 

Daten der verschiedenen 

VLANs richtig weiterleitet. Sollen 

alle Ports des virtuellen Switch zu einem 

VLAN im Rest des Netzwerks gehören, 

lässt sich alternativ auch auf dem Host 

ein VLAN-Interface hinzufügen. »vconfig 

add eth0 VLAN-Id«) fügt dann »eth0. 

VLAN-Id« statt »eth0« als Port zum virtuellen 

Switch hinzu. 

Im Zusammenspiel mit anderen Switches 

empfiehlt es sich, dass Spanning-Tree-Protokoll 

[6] zur Erkennung von Schleifen 

im Layer-2-Netz zu aktivieren. Dies konfiguriert 

der Administrator mit dem Kommando 

»ovs‐vsctl set Bridge linux‐switch0 

stp_enable=true«. Die »set«-Anweisung 

manipuliert direkt die Datenbank. In SQL 

wäre diese Anweisung gleichbedeutend 

mit »update bridge set stp_enable=true 

where name='linux‐switch0'«. 

Switch 

»eth0« 

172.19.1.1 

»islandswB« 

Abbildung 1: Ein typisches Netzwerk, in dem Layer-3-Tunnel nötig sind. 

Das Beispiel aus Listing 1 spiegelt die 

Interfaces »tap0« und »tap1« auf das Interface 

»eth1«. Die seltsam anmutenden 

»--« dienen dem Kommando als Trenner 

für die Optionen, die Anweisung »select_ 

all=1« gibt an, dass der Spiegel allen 

Verkehr zwischen den Tap-Schnittstellen 

übertragen soll. 

Will er nur bestimmte Richtungen (beispielsweise 

von »tap0« zu »tap1«) auswählen, 

dann kann der Admin die Referenz 

(mit dem »@« davor) mit den Argumenten 

»select‐srt‐port=@tap0 select 

‐dst‐port=@tap1« spezifizieren. Mit 

»ovs‐vsctl list Mirror« lassen sich die konfigurierten 

Spiegel auflisten. Die Anweisung 

»ovs‐vsctl remove Bridge linux‐switch0 

mirror tapmirror« entfernt 

den Spiegel wieder. 

Open Vswitch 02/2013 

Sysadmin 


65 

ovs‐vsctl add‐port linux‐switch0 tap0 

ovs‐vsctl add‐port linux‐switch0 vboxnet0 

Port Mirroring 

Tunneln 

Im Beispiel legt er einen Switch mit dem 

Namen »linux‐switch0« an – der Name 

lässt sich frei wählen. Die zweite Zeile 

fügt das erste Ethernet-Interface des Host 

hinzu, das noch über keine IP-Adresse 

verfügen darf. Soll der Host über dieses 

Interface erreichbar sein, ist die Adresse 

dem automatisch angelegten Interface 

»linux‐switch0« zuzuweisen. Die dritte 

und die vierte Zeile kümmern sich um 

ein TAP- sowie das Host-only-Interface 

etwa eines Virtualbox-Gastes. 

In diesem Aufbau gleicht das physische 

Ethernet-Interface dem Uplink-Port eines 

klassischen Switch. Wer dem Vswitch- 

Interface eine IP-Adresse zuweist, kann 

ihn darüber von den angeschlossenen 

virtuellen Hosts erreichen. Will er Ports 

einem VLAN zuordnen, gibt der Administrator 

dem »add‐port«-Kommando noch 

den Parameter »tag=VLAN-Id« mit. Die 

Zur Fehleranalyse ist es manchmal notwendig, 

den Traffic auf einem Port mitzuschneiden 

oder an einen anderen Port 

weiterzuleiten, um ihn mit einer kommerziellen 

Probe auszuwerten. Wie physische 

Switches erlaubt es auch Open 

Vswitch, einen oder mehrere Ports auf 

einen anderen zu spiegeln, sodass sich 

Pakete abgreifen lassen. 

Der erste Schritt in der dazu passenden 

Konfiguration ist das Hinzufügen 

des Ports zum Switch. Dies erledigt wie 

oben das »add‐port«-Kommando. Nach 

Anlegen des Mirror kann der Port für 

nichts anderes mehr dienen, und das Ziel 

muss ein physisches Interface sein. Das 

Kommando zum Erzeugen des Mirror ist 

etwas länglich, da es die dynamisch vergebenen 

UIDs aus der Konfigurationsdatenbank 

ausliest, um mit diesen Werten 

den Spiegel anzulegen. 

In größeren Umgebungen kann es notwendig 

sein, zwei LAN-Inseln über einen 

Layer-3-Tunnel miteinander zu verbinden. 

Das lässt sich zwar vermeiden, 

wenn der Planer das Netzwerk entwirft, 

bei einer organisch gewachsenen Umgebung 

wird es trotzdem manchmal 

notwendig. Open Vswitch kann Pakete 

über das Generic-Router-Encapsulation- 

Protokoll (GRE), CAPWAP (das häufig 

zwischen dummen Basestations und deren 

Controllern Einsatz findet) oder GRE 

in IPsec tunneln. 

Auf den beiden Hosts in Abbildung 1 

existiert jeweils eine Insel eines LAN 

Listing 1: »ovs‐vsctl« 

01 ovs‐vsctl ‐‐ set Bridge linux‐switch0 mirrors=@m ‐‐ 

‐‐id=@tap0 get Port tap0 ‐‐ ‐‐id=@tap1 get Port tap1 

‐‐ ‐‐id=@eth1 get Port eth1 ‐‐ ‐‐id=@m create Mirror 

name=tapmirror select_all=1 output‐port=@eth1

Sysadmin 

www.linux-magazin.de Open Vswitch 02/2013 

66 

Abbildung 2: Das Web-GUI für den Floodlight-Controller mit Open Vswitch. 

In der realen Welt müsste der Administrator 

jetzt nur noch die Netzwerkkabel in 

die richtigen Ports seines Switch stecken. 

In der virtuellen Welt funktioniert das 

ähnlich, doch haben die Hypervisoren 

ihre Eigenheiten: 

Virtualbox und VMware bieten Hostonly-Interfaces. 

Diese tauchen auch auf 

dem Host auf (sichtbar mit »ifconfig«) 

und lassen sich mit dem »add‐port«- 

Kommando einfach einem bestimmten 

Switch zuweisen. Dabei ist aber darauf 

zu achten, dass jeder Host sein eigenes 

Interface bekommt, da sonst innerhalb 

eines Host-only-Interface die Hosts wieder 

wie an einem Hub hängen und beispielsweise 

der Traffic des Nachbarn für 

alle sichtbar bleibt. 

Xen erzeugt typischerweise VIF-Interfaces, 

die dem Schema »Index_der_Maschine.Index_des_Interface« 

folgen. Jedoch 

hängen die Indizes davon ab, in 

welcher Reihenfolge die Maschinen starten, 

sodass die Zuordnung zum richtigen 

virtuellen Switch durchaus schwierig 

sein kann, zumindest wenn der Admin 

in der Konfiguration nicht den Parameter 

»vifname« verwendet. 

Xen besitzt auch Skripte, die mit Bridges 

die Interfaces zu den richtigen Brücken 

hinzufügen. Auch sieht es Ersatzskripte 

vor, die der Admin stattdessen verwenden 

kann, um die Open-Vswitch-Einbindung 

umzusetzen. Wer den Bridge Compatibility 

Mode (im Paket »openvswitch‐brcompat«) 

einsetzt, sorgt dafür, dass Xen gar 

nichts mehr von Open Vswitch mitbekommt. 

Dafür müssen aber der Daemon 

»ovs‐brcompatd« gestartet und das passende 

Kernelmodul geladen sein. 

KVM verwendet die virtuellen Tap-Interfaces 

des Linux-Kernels, die sich recht 

simpel einbinden lassen. Doch auch hier 

hat der Admin auf die richtige Reihenfolge 

zu achten, wofür er beim Start des 

KVM-Gastes Skripte für das Netzwerk- 

Interface ausführt, die beim Hoch- und 

Herunterfahren ablaufen. Die Option 

»‐net« unterstützt dazu die mit Komma 

angefügten Subparameter »script=« 

und »downscript=«. Die Skripte erhalfür 

virtuelle Maschinen. Die Hosts, die 

diese Gäste beherbergen, sind im Netz 

getrennt, sodass Routen notwendig sind, 

um die Pakete auszutauschen. Die Adressen 

des aufgeteilten LAN werden dagegen 

im Netz nicht geroutet. Damit sich 

die Tunnel aufbauen lassen, muss der 

Admin das Kernelmodul aus der Open- 

Vswitch-Distribution verwenden. Das 

Modul aus dem Kernel selbst bringt im 

Logfile beim Hinzufügen des Tunnel-Interface 

die Warnmeldung »address family 

not supported«. 

Zwei Switches, bitte 

Auf beiden Seiten muss außerdem ein virtueller 

Switch existieren, der einen Port 

und eine Adresse im LAN hat und darüber 

routet. Auf Host A ist dies 172.18.1.1 und 

auf Host B 172.19.1.1. Beide Seiten haben 

»eth0« in diesem Switch als Port zugewiesen, 

die Routingtabelle ist so konfiguriert, 

dass die Hosts A und B erreichen. 

Die Insel-Switches heißen »islandswA« 

Listing 2: Tunnel für Host A 

01 # ovs‐vsctl set‐controller islandswA tcp:172.18.1.1 

02 # ovs‐vsctl add‐port islandswA add‐port gre1 ‐‐ set 

Interface gre1 type=gre options:remote_ip=172.19.1.1 

Listing 3: Tunnel für Host B 

01 # ovs‐vsctl set‐controller islandswB tcp:172.19.1.1 

02 # ovs‐vsctl add‐port islandswA add‐port gre1 ‐‐ set 

Interface gre1 type=gre options:remote_ip=172.18.1.1 

Listing 4: Netflow aktivieren 

01 # ovs‐vsctl ‐‐ set Bridge linux‐switch0 

netflow=@nf ‐‐ ‐‐id=@nf create NetFlow 

targets=\"172.16.1.1:2055\" active‐timeout=30 

und »islandswB« und 

verbinden das LAN 

10.1.1.0/24. Zum Tunneln 

dient in diesem 

Beispiel GRE. 

Listing 2 zeigt die 

Konfiguration für Host 

A – ebenfalls einfach 

vom Admin an der 

Shell eingegeben. Auf 

Host B konfiguriert 

er das Ganze spiegelverkehrt 

(Listing 3). 

Mit dem Kommando 

»ovs‐vsctl show« lässt 

sich die vollständige 

Konfiguration anzeigen. 

Dabei ist darauf zu achten, dass 

bei den Switches (in der Open-Vswitch- 

Terminologie steht dort »Bridge«) unter 

dem Controller-Eintrag das Flag »is_connected: 

true« vorhanden ist – eine simple 

Erfolgskontrolle für die Konfiguration. 

Netflow 

Nach erfolgreicher Konfiguration geht’s 

an die Integration ins Management. Das 

ursprünglich von Cisco entwickelte Netflow-Protokoll 

liefert die für den Admin 

wichtigen Informationen, welche Netzwerkgeräte 

miteinander kommunizieren, 

in einem exportierbaren Format. Seit Version 

9 gibt es auch ein RFC (3954, [7]). 

Open Vswitch spricht Netflow, alternativ 

auch Sflow [8]. 

Die exportierten Daten sammelt ein 

Netflow Collector ein. Er hat in der Regel 

auch eine Software zum Auswerten 

dabei, die die Kommunikationszusammenhänge 

im Netzwerk sichtbar macht. 

Neben einer ganzen Reihe kommerzieller 

Kollektoren bietet Ntop zusätzlich zur 

eigenen Analyse auch die Möglichkeit, 

als Netflow Collector zu agieren. 

Konfiguration 

Der Administrator konfiguriert Netflow 

pro virtuellem Switch. Die Konfiguration 

erfolgt über längliche Einträge in der Datenbank. 

Das Kommando aus Listing 4 

aktiviert Netflow auf dem Switch »linux‐switch0« 

und schickt die Flow-Daten 

an einen Collector auf der IP-Adresse 

172.16.1.1 und dem Standard-Netflow- 

Port 2055. Um das Senden der Daten 

zu deaktivieren, gibt der Administrator 

das Kommando »ovs‐vsctl clear Bridge 

linux‐switch0 netflow« ein. 

Virtualisierungen

ten dann die Aufrufe, beispielsweise von 

»downscript=«, um den Port zum Switch 

hinzuzufügen oder zu entfernen. 

Wer Libvirt zur Verwaltung der VMs verwendet, 

macht es sich deutlich einfacher. 

Libvirt unterstützt Open Vswitch bereits 

seit seiner Version 0.9.11, allerdings sieht 

der Virt-Manager als grafisches Frontend 

dafür noch keine Konfigurationsoption 

vor (Abbildung 3). Ein Texteditor hilft: 

In der XML-Konfiguration eines Gastes 

stellt der Admin einfach den Interfacetyp 

auf »bridge«. Der XML-Block in Listing 5 

zeigt die Parameter für den Port. 

Sicherheit, Bonding und 

Link Aggregation 

Der Autor 

Konstantin Agouros arbeitet 

bei der N.runs AG als Berater 

für Netzwerksicherheit 

und mit dem Schwerpunkt 

bei TK-Anbietern. Sein Buch 

zu DNS/DHCP ist bei Open 

Source Press erschienen. 

Open Vswitch legt für jeden angelegten 

Switch ein Interface an. Wer diesen Interfaces 

IP-Adressen gibt, ermöglicht angeschlossenen 

Gästen, über diese Interfaces 

zu routen, sofern IP-Forwarding aktiv ist. 

Will er das nicht, dann sollte der Admin 

auf die Konfiguration des Forwarding 

auf dem Host achten. Natürlich kann 

er auch über »/proc/sys/net/ipv4/conf/ 

Name_des_Interface/forwarding« explizit 

einzelne Interfaces ausschließen. 

Open Vswitch funktioniert so auch als 

Layer-3-Switch oder als Router. Auch 

kann der Admin mit IPtables-Regeln explizit 

die Kommunikation zwischen einzelnen 

Ports unterbinden. Mit »ovs‐vsctl« 

kann er sogar QoS-Parameter über Scheduler 

wie Linux-HTB [9] setzen. Zwar 

wäre es auch möglich, diese Parameter 

einfach pro Interface zu bestimmen, besser 

ist es aber, die Konfiguration über 

Open Vswitch zu erledigen. Dann sind 

die Parameter schon beim Start der Open- 

Vswitch-Dienste vorgegeben. 

Open Vswitch räumt auch die Möglichkeit 

ein, mehrere Interfaces zu einem logischen 

zusammenzubinden (Bonding, 

[10]), um durch die Verteilung auf Ports 

mehr Bandbreite zu erzielen. Das Unterkommando 

»add‐bond 

bridge bondname Interface1 

Interface2 

[...]« erzeugt die 

Bonds. Handelt es sich 

um physische Interfaces 

und soll sich der 

Verbund auch über 

den physischen Switch 

fortpflanzen, an den 

sie angebunden sind, 

muss der Admin dies 

selbst konfigurieren, 

etwa mit Link Aggregation 

(LACP, [11]). 

Open Vswitch erfährt 

dies beim Anlegen des 

Bond mit »lacp=active«. 

Open Vswitch bietet eine leistungsfähige 

und komfortable Möglichkeit, virtuelle 

Systeme in und über die Grenzen der 

physischen Hosts zu vernetzen. Damit hat 

der Administrator das Rüstzeug, um auch 

komplexe Netzwerkdesigns umzusetzen. 

Das Bridge-Kompatibilitätsmodul erlaubt 

den nahtlosen Austausch von eventuell 

bisher verwendeten Linux-Bridges. Net/ 

sFlow und QoS-Mechanismen sind Highend-Features, 

die derzeit nicht alle physischen 

Switches besitzen. 

Die bei Redaktionsschluss dieses Artikels 

verfügbare Version 1.7.1 unterstützte 

leider keine Kernelversion neuer als 3.3 

bei Kernelmodulen, die für die fortgeschrittenen 

Funktionen notwendig sind. 

Wer die benötigt, braucht noch etwas 

Geduld, bis die Open-Vswitch-Pakete 

der Distributoren nachziehen. Auch die 

Dokumentation des Projekts könnte an 

einigen Stellen etwas klarer sein, aber 

eine Onlinesuche fördert in der Regel 

Konfigurationsbeispiele zu Tage, mit denen 

der Administrator seine Wünsche 

umsetzen kann. 

Performance 

Nicht zu vergessen: Tunnel kosten Performance. 

In einem Testaufbau ohne Router 

zwischen den Inseln kam Netperf zum 

Einsatz, um den Durchsatz zumindest 

oberflächlich zu messen. In einem Aufbau, 

der mit dem aus Abbildung 1 vergleichbar 

ist, erzielte das Szenario 900 

MBit/s, die direkte Messung zwischen 

den beiden Hosts 940 MBit/s. Ein Admin, 

Abbildung 3: Mit Libvirt und dem Virt-Manager geht vieles rund um 

Virtualisierung einfacher, meist sogar per Mausklick. Doch die Konfiguration 

eines Vswitch ist noch nicht im GUI angekommen. 

der das einzusetzen plant, sollte also von 

knapp 5 Prozent Overhead ausgehen, 

der aber sicherlich je nach verwendetem 

Dienst und Protokoll variiert. Außerdem 

ist Netperf sicherlich nicht für alle Traffic 

Mixes repräsentativ, eigenes Testen ist 

daher unabdingbar. (mfe) 

n 

Infos 

[1] Open Vswitch: [http:// openvswitch. org] 

[2] Open Flow: [http:// www. openflowhub. org] 

[3] Netflow: [http:// www. cisco. com/ en/ US/ 

products/ ps6601/ products_ios_protocol_ 

group_home. html] 

[4] Ntop: [http:// www. ntop. org 

[5] Link Aggregation: [http:// en. wikipedia. org/ 

wiki/ Link_aggregation] 

[6] Spanning Tree Protocol: [http:// www. cisco. 

com/ en/ US/ tech/ tk389/ tk621/ tsd_ 

technology_support_protocol_home. html] 

[7] Netflow-RFC: 

[http:// www. ietf. org/ rfc/ rfc3954. txt] 

[8] Sflow: [http:// www. sflow. org] 

[9] Linux-HTB: 

[http:// luxik. cdi. cz/ ~devik/ qos/ htb/] 

[10] Michael Kromer, „Netz und doppelter Boden“: 


[11] LACP-Grundlagen: 

[http:// www. thomas‐krenn. com/ de/ wiki/ 

Link_Aggregation_und_LACP_Grundlagen] 

Listing 5: Bridge in Libvirt 

01 

02 

03 

04 [...] 

05 

Open Vswitch 02/2013 

Sysadmin 


67

Sysadmin 

www.linux-magazin.de TCP Fast Open 02/2013 

70 

Netzbeschleunigung mit TCP Fast Open 

Zeit gewinnen 

Mit TCP Fast Open hat Google eine Protokollerweiterung zum Verringern unnötiger Latenzen im Netzwerkverkehr 

vorgestellt, die je nach Anwendungsfall eine Beschleunigung von bis zu 41 Prozent verspricht und es 

bereits in die aktuellen Linux-Kernel 3.6 (als Client) und 3.7 (als Server) geschafft hat. Timo Schöler, Markus Feilner 

© mezzotint123rf, 123RF.com 

Den Löwenanteil des heutigen Internetverkehrs 

machen recht kurzlebige 

Datenflüsse aus, etwa der typische Aufruf 

einer Website: Die Rechner bauen 

mehrere, nicht selten mehrere Dutzend 

gleichzeitige TCP-Sessions auf, um dann 

aber nur verhältnismäßig wenig Daten 

vieler kleiner Elemente (HTML-Code, 

Mini-Grafiken, Javascript und Ähnliches) 

zu übertragen. Der (Zeit-)Aufwand für 

den Verbindungsaufbau steht dabei in 

keinem günstigen Verhältnis zum transferierten 

Inhalt. Untersuchungen zufolge 

initiiert ein Drittel aller Requests neue 

Verbindungen, ein Viertel aller durch Latenz 

verursachten Wartezeit stammt vom 

Verbindungsaufbau [1]. 

Viele Browser kontern dies, jeder auf eine 

andere Art [2]: Um einem erneuten Verbindungsaufbau 

vorzubeugen, versuchen 

manche nach dem Erstaufruf der Seite 

ungenutzte TCP-Verbindungen offen zu 

halten (so genannte HTTP Persistent 

Connections). Das aber bindet Ressourcen 

und ärgert Admins: Insbesondere bei 

stark frequentierten Servern setzen sie 

mittlerweile die Timeout-Stellschrauben 

auf sehr kurze Zeiträume. Bessere Ansätze 

bietet der Linux-Kernel ab Version 

3.7 mit einem Google-Projekt: TCP Fast 

Open (TFO, [3]). 

Latenzen vermeiden 

Solche Störfaktoren erst gar nicht entstehen 

zu lassen und die Latenzen von 

vornherein zu vermeiden, das steht ganz 

oben auf dem Entwurf, den Mitte 2011 

Googles „Make the Web faster“-Team 

um Sivasankar Radhakrishnan, Yuchung 

Cheng, Jerry Chu und Arvind Jain (den 

Autoren der Slides in [1]) unter dem Namen 

TCP Fast Open vorstellte. 

Die Grundidee, den Aufbau einer TCP- 

Session effizienter zu gestalten, ist an 

sich nicht neu: Bereits 1994 spezifizierten 

RFC 1379 und RFC 1644 [4] mit T/TCP 

(Transactional TCP) im Prinzip ähnliche 

Vorgehensweisen. Doch wegen der von 

Charles Hannum im September 1996 zu 

ernsten Sicherheitsproblemen veröffentlichten 

Analysen [5] hat sich T/TCP nie 

auf breiter Front durchsetzen können. 

Die Arbeit war jedoch nicht umsonst: Aus 

dem daraus gewonnenen Wissen entwickelte 

nun das Google-Team mit TFO einen 

verbesserten Ansatz. 

Linux ist gerüstet: Seit Kernel 2.6.34 ist 

TFO dabei [6], ab 3.6 samt Client-seitiger 

Infrastruktur, ab 3.7 auch als Server. Experimentierfreudige 

Benutzer können – 

einen topaktuellen Kernel vorausgesetzt 

– TCP Fast Open bereits aktivieren: 

echo "1"> /proc/sys/net/ipv4/tcp_fastopen 

»"1"« schaltet TFO für den Client-, »"2"« 

für den Serverbetrieb an. Das Setzen beider 

Bits (mit »"3"«) aktiviert beide Modi. 

Mehr ist nicht nötig, ab sofort sollte zwischen 

allen derart konfigurierten Clients 

und Servern der Verbindungsaufbau 

deutlich schneller klappen, wenn Sockets 

und Clientsoftware mitspielen (siehe weiter 

unten in diesem Artikel). 

Kernelquellen 

Die praktische Umsetzung von TFO fand 

zwar bereits Eingang in den Linux-Kernel, 

aber die Feinheiten der Spezifikation werden 

in näherer Zukunft sicherlich noch 

für Detaildiskussionen auf diversen Mailinglisten 

führen. So ist beispielsweise 

der Algorithmus zum Generieren des 

TFO-Cookies implementationsabhängig: 

Je nach Server lässt sich die Priorität 

auf möglichst energiesparende oder auf 

hochperformante Ansätzen legen. Auch 

Aspekte der Sicherheit der Implementation 

bereiten sicherlich noch Arbeit, etwa 

der regelmäßige Austausch der Server-

seitig zur Verschlüsselung der Client-IP 

genutzten Keys. 

Wer sich in den Kernel-Quelltext rund 

um TFO einlesen will [7], findet den 

relevanten Code in der Datei »/net/ipv4/ 

tcp_fastopen.c«, auch die genaue Vorgehensweise, 

wie das System das Cookie 

generiert. In »include/linux/tcp.h« 

(Listing 1) definieren die Entwickler die 

Rahmen für die Cookie-Größe. 

Three Way Handshakes 

Für den Aufbau einer TCP-Session ist 

nach dem klassischen Modell ein so genannter 

Three Way Handshake notwendig 

(Abbildung 1): Der Client fragt beim 

Verbindungsaufbau den entsprechenden 

Zielserver an (»SYN«, Synchronize), der 

antwortet gegebenenfalls mit einem »SYN 

ACK«, dass er die Verbindungsanfrage 

des Clients akzeptiert. 

Während dieser Phase setzen die Partner 

unter anderem die MSS fest (Maximum 

Segment Size, die zwischen den Verbindungsendpunkten 

maximal erlaubte Anzahl 

von Bytes an Nutzdaten in einem 

TCP-Segment) sowie die ISN (Initial Sequence 

Number, eindeutige Nummer zur 

Sicherstellung der Übertragung in korrekter 

Reihenfolge und Erkennung von 

Dubletten). Es findet jedoch noch kein 

Austausch von Nutzdaten statt. 

Zwar erlauben es die TCP definierenden 

RFCs ([8], [9]), bereits hier Nutzdaten 

zu übermitteln, aber nicht ihre Weiterverarbeitung 

vor Abschluss des kompletten 

Verbindungsaufbaus. Den schließt der 

Client, der mit »ACK« antwortet, ab. Im 

Regelfall gelangen erst danach Nutzdaten 

an den Server, etwa die Adresse der Seite, 

die der Browser anzeigen soll. 

Ein Cookie hilft Roundtrips 

einsparen 

Bis zum ersten Transfer von Nutzdaten in 

Schritt drei des Verbindungsaufbaus sind 

die Pakete also bereits einmal vom Client 

zum Server hin- und wieder zurückgelaufen, 

ein Roundtrip also, und der hat die 

Roundtrip Time (RTT) benötigt. Nicht 

selten dauert die mehrere Dutzend Millisekunden, 

in mobilen Netzen auch mehr 

als 100 Millisekunden, im GSM-Netz mit 

schlechtem Empfang auch schon mal 

mehrere Zehntelsekunden. 

Die Wartezeit ist zwar lästig, hat aber 

auch Sinn: Durch einen abgeschlossenen 

Verbindungsaufbau lassen sich unter 

anderem doppelt versandte »SYN«-Anfragen 

erkennen und verwerfen, die durch 

Netzwerkprobleme oder eventuell auch 

böswillig entstanden sind. Auch Angreifer, 

die mit Spoofing versuchen einen 

anderen Absender vorzugaukeln, haben 

es deshalb schwerer. 

Dem muss TFO anders begegnen: Google 

hat sich vorgenommen, aus den Fehlern 

der Vergangenheit zu lernen, und will 

Sicherheitsprobleme wie die bei T/TCP 

vermeiden. Deshalb spezifiziert der Konzern 

so genannte TFO-Cookies: Bei der 

ersten Verbindungsanfrage eines TFOfähigen 

Clients generiert der angefragte 

Server sofort das Cookie und sendet es 

Client 

SYN 

SYN-ACK 

ACK 

Das ACK-Segment darf 

Nutzdaten enthalten 

Server 

Abbildung 1: Der traditionelle Three Way Handshake 

des TCP-Verbindungsaufbaus. 

für spätere Verbindungsaufbauten bereits 

im zweiten Schritt (»SYN-ACK«) an den 

Client (Abbildung 2). 

Außer dem virtuellen Keks tauschen die 

Rechner zu diesem Zeitpunkt keine weiteren 

Daten aus. Das Server-seitig erzeugte 

Cookie aber enthält die verschlüsselte 

IP-Adresse des Clients. Die Prozedur des 

Anfragens, Erzeugens und den Austausch 

des Cookies erledigt der TCP-Stack des 

Kernels, die Anwendungsentwickler sind 

aus dem Schneider. 

Wie bei einem Token weist der Besitz 

den Client als berechtigt aus, in den Genuss 

der TFO-Abkürzung zu kommen. 

Für den Client stehen bei Bedarf spezielle 

Flags (»MSG_TFO«) für die Systemcalls 

»sendto()« und »sendmsg()« bereit, für 

TCP Fast Open 02/2013 

Sysadmin 


71 

Client 

Server 

Client 

Server 

SYN mit 

Cookie-Anfrage 

SYN mit 

Cookie und Daten 

Client speichert 

Cookie für spätere 

Wiederverwendung 

SYN-ACK 

inklusive Cookie 

ACK 

vollendet Handshake 

Server generiert 

TFO-Cookie 

basierend auf 

Client-IP 

SYN-ACK 

ACK bestätigt Eingang 

des SYN und der Daten 

ACK 

vollendet Handshake 

Server prüft Cookie, 

leitet Daten weiter an Applikation 

Server kann vor Empfang des 

Client-ACK weitere Daten senden 

Abbildung 2: Der Verbindungsauf mit TCP Fast Open erzeugt ein TFO-Cookie, das 

den Client fortan wie ein Token identifiziert. 

Abbildung 3: Bei jedem weiteren Verbindungsaufbau überträgt der Client sein 

Cookie sofort, der Server antwortet mit Daten bereits im »SYN-ACK«-Paket.

Sysadmin 

www.linux-magazin.de TCP Fast Open 02/2013 

72 

Abbildung 4: Eine Präsentation der Entwickler zeigt das Potenzial, das TFO birgt. (Quelle: [1], S. 16) 

erschöpft, forciert der Server die Nutzung 

des traditionellen Weges. 

Was in naher Zukunft noch nötig sein 

wird, ist neben der Implementierung in 

diversen Betriebssystemen die Vergabe einer 

offiziellen TCP Option Number durch 

die IANA, da TFO bisher pro forma auf 

eine TCP Experimental Option Number 

zurückgreift. 

Von den niedrigen Latenzen profitieren 

hauptsächlich Admins und Benutzer, 

etwa bei Webservern. Für Anwendungsentwickler 

entsteht normalerweise keine 

zusätzliche Arbeit. Programme, die mit 

TFO nichts anfangen können, laufen aufgrund 

des automatischen Fallback mit 

den traditionellen TCP-Handshakes weiter. 

Dies betrifft auch Geräte wie Router, 

Firewalls und ähnliche, die mit bereits im 

»SYN«-Segment untergebrachten Nutzdaten 

nichts anfangen können. n 

01 /* TCP Fast Open */ 

etwa einen Apache-Server gibt es Socket- 

Parameter wie »TCP_FASTOPEN« [10]. 

Googles Browser Chrome nutzt TFO bereits 

seit 2010, wenn ihn der User mit 

»--enable-tcp-fastopen« gestartet hat. 

Neue TCP-Optionen 

Nach erfolgreichem Abschluss des ersten 

Verbindungsaufbaus (mit den bereits 

beim traditionellen TCP üblichen drei 

Schritten) verfügt der Client jetzt über 

das TFO-Cookie, mit dem er künftige 

Verbindungen um einen kompletten Paketumlauf 

abkürzen kann. Dann sendet 

er bereits beim »SYN«-Request das TFO- 

Cookie und erste Nutzdaten, etwa eine 

URL, an den Server. 

Damit das klappt, haben die Entwickler 

extra eine neue TCP-Option eingeführt: 

Der angefragte Server validiert das Cookie 

Listing 1: »include/linux/tcp.h« 

02 #define TCP_FASTOPEN_COOKIE_MIN 4 /* Min Fast 

Open Cookie size in bytes */ 

03 #define TCP_FASTOPEN_COOKIE_MAX 16 /* Max Fast 

Open Cookie size in bytes */ 

04 #define TCP_FASTOPEN_COOKIE_SIZE 8 /* the size 

employed by this impl. */ 

05 

06 /* TCP Fast Open Cookie as stored in memory */ 

07 struct tcp_fastopen_cookie { 

08 s8 len; 

09 u8 val[TCP_FASTOPEN_COOKIE_MAX]; 

10 }; 

und stellt somit sicher, dass die im Cookie 

verschlüsselt hinterlegte IP-Adresse 

mit der des anfragenden Clients übereinstimmt. 

Im Erfolgsfall kann der Server 

bereits im zweiten Schritt des Verbindungsaufbaus 

und damit vor Empfang 

des »ACK« durch den Client Nutzdaten 

zurücksenden; verglichen mit dem traditionellen 

Weg spart dies eine vollständige 

RTT (Abbildungen 3 und 4). 

Für den Fall, dass der Server den Client 

nicht positiv validieren kann, sendet er 

keine Daten an den Client zurück, stattdessen 

greift als Fallback-Mechanismus 

der herkömmliche Drei-Wege-Handshake. 

Der Server bestätigt dem anfragenden 

Client lediglich den Empfang mit 

einem »ACK«. 

Pools schwebender Verbindungen 

wehren Angriffe ab 

Dass ein Client mit gültigem TFO-Cookie 

bereits Ressourcen auf dem Server in Anspruch 

nehmen kann, bevor der Handshake 

komplett abgewickelt ist, öffnet 

allerdings Resource-Exhaustion-Attacken 

auf den Server Tür und Tor. Doch dagegen 

hilft das auch im Falle von SYN- 

Flood-Attacken erfolgreiche Mittel eines 

begrenzten Pools „schwebender“ Verbindungen, 

also solcher Verbindungen, die 

zwar ein gültiges TFO-Cookie enthalten, 

aber noch nicht den kompletten Handshake 

durchlaufen haben. Ist dieser Pool 

Infos 

[1] TFO-Vortrag von Sivasankar Radhakrishnan 

et al.: [http:// conferences. 

sigcomm. org/ co‐next/ 2011/ slides/ 

Radhakrishnan‐TCP_Fast_Open. pdf] 

[2] Browser Profiling: [http:// www. 

browserscope. org/ ? category=network& 

v=top] 

[3] TCP Fast Open: [http://research.google. 

com/pubs/archive/37517.pdf], 

[http:// tools. ietf. org/ html/ draft‐ietf‐tcpm 

‐fastopen‐01] 

[4] T/TCP: [http:// tools. ietf. org/ html/ rfc1379], 


[5] Sicherheitsprobleme bei T/TCP: 

[http:// www. phrack. org/ issues. html? 

issue=53& id=6] 

[6] TFO-Patch zum Kernel: [http:// article. 

gmane. org/ gmane. linux. network/ 237151] 

[7] Kernelnewbies zu Kernel 3.6: 

[http:// kernelnewbies. org/ Linux_3. 6] 

[8] RFC793 TCP: 


[9] RFC1323 TCP High Performance Extensions: 


[10] Michael Kerrisk, „TCP Fast Open: expediting 

web services“: 

[http:// lwn. net/ Articles/ 508865/] 

Der Autor 

Timo Schöler ist als Senior Systemadministrator 

mit Schwerpunkt Load Balancing, Hochverfügbarkeit 

und Virtualisierung bei der Inter.Net Germany 

GmbH (Snafu) in Berlin tätig.

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Forum 

www.linux-magazin.de Recht 02/2013 

74 

Markenrecht und Programmnamen 

Namensvetter 

Es wird immer populärer, noch vor der Veröffentlichung den Namen eines Open-Source-Programms schützen 

zu lassen. Ein Gerichtsurteil stellt anhand des Streits um die Benutzeroberfläche Enigma klar: Der Rechte- 

Inhaber darf zwar das Verwaschen der eigenen Marke verhindern, die User aber nicht knebeln. Fred Andresen 

© TedColes 

Enigma hieß im Zweiten Weltkrieg die 

legendäre und im Nachhinein wohl unfreiwillig 

kriegsentscheidende Verschlüsselungsmaschine. 

Doch selbst 67 Jahre 

nach Kriegsende müssen sich deutsche 

Gerichte wieder mit dem Namen herumschlagen, 

wenn auch in völlig anderem 

Kontext: Es ging um Markenrechte, die 

GPL und darum, wer wann und wie bestimmen 

darf, wie ein (Open-Source-) 

Produkt zu heißen hat. 

Im vergangenen April hatte das Oberlandesgericht 

Düsseldorf im Rahmen eines 

Verfahrens zum einstweiligen Rechtsschutz 

über die zulässige Benennung 

eines GPL-Programms zu entschieden 

[1]. Entwickler einer Firma hatten den 

Namen Enigma (griechisch für Rätsel) 

für eine Benutzeroberfläche von Set-top- 

Boxen gewählt. Im Gerichtsverfahren 

standen auf der einen Seite zwei miteinander 

verbandelte Gesellschaften: Die Inhaberin 

der Gemeinschaftsmarke Enigma 

(seit 2008 eingetragen für Betriebssysteme, 

Treiber, Set-top-Boxen, Satellitenreceiver 

und digitale TV-Empfänger) und 

eine Schwestergesellschaft, die die Settop-Box 

Dreambox auf eine Linux-Basis 

setzt und vertreibt. 

Set-top-Box mit 

angepasstem Linux 

Diese Schwestergesellschaft hatte bereits 

vor der Markeneintragung eine Bedienungsoberfläche 

unter anderem für die 

Dreambox entwickelt und dieses Programm 

im Jahr 2000 unter der GPLv2 

veröffentlicht. Seither setzt eine Vielzahl 

von Herstellern diese Benutzeroberfläche 

für verschiedene Set-top-Boxen ein, auch 

in einer an die jeweils angebotene Box 

angepassten Form, da sich die Hardware 

der einzelnen Geräte voneinander unterscheidet, 

was wiederum entsprechende 

Änderungen nötig macht. 

Auf der anderen Seite im Rechtsstreit 

standen der Verkäufer einer solchen Settop-Box, 

die sich ebenfalls Hardwaremäßig 

von der Dreambox unterscheidet, 

sowie der Hersteller dieses Geräts, der 

den Verkäufer mit den Geräten beliefert 

hatte. Auch diese Geräte waren mit der 

Enigma-Bedienoberfläche ausgestattet, 

allerdings in einer auf die andere Hardware 

angepassten Version. 

Ausgangspunkt für den Rechtsstreit war 

die Reklame des Verkäufers für das Konkurrenzprodukt 

mit einem Flyer, auf 

dem zu lesen war, dass das Gerät „mit 

Linux-Enigma-2-Betriebssystem“ laufen 

würde. Diese Aussage, auch wenn technisch 

nicht ganz einwandfrei formuliert, 

war geeignet, Kaufinteressenten klarzumachen, 

dass das Produkt unter dem 

leistungsfähigen und flexiblen Betriebssystem, 

gleichzeitig aber auch unter der 

bekannten und verbreiteten Benutzeroberfläche 

laufen würde. Also eigentlich 

gute Werbung. 

Durch diese Reklame sah sich allerdings 

auch die andere Seite, also der Verkäufer 

des Originals, in eigenen Rechten verletzt, 

hier in Bezug auf die Markenrechte 

am Namen „Enigma“, der sich auch auf 

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Im monatlichen Wechsel mit aktuellen Fachbeiträgen 

lässt das Linux-Magazin in der Serie 

„Rechts-Rat“ Leserfragen durch einen 

Rechtsanwalt kompetent beantworten. Was 

immer Sie beschäftigt oder ärgert, oder was 

Sie einfach nur wissen möchten: Schreiben 

Sie eine entsprechende E-Mail an die Adresse 

[rechtsrat@linux-magazin. de]. 

Die Themen dürfen von Software lizenzen bis 

zum Hardwarekauf reichen. Die Redaktion 

behält es sich vor, abgedruckte Zuschriften 

zu kürzen und eventuell enthaltene persönliche 

Daten zu ändern.

Abbildung 1: Dream Multimedia vertreibt die Dreambox-Varianten, also die einer Multimedia-Set-top-Box mit 

Linux, seit Juni allerdings verstärkt mit dem GUI des Goliath-Projekts. 

die zweite Softwareversion erstreckt. 

Dass sich in diesem Fall zwei Schwestergesellschaften 

um die Rechtewahrung 

bemühen, von denen eine die eingetragenen 

Markenrechte an die andere lizenziert 

hat, ist nur Ergebnis einer günstigeren 

rechtlichen Konstruktion und ohne 

weitere Bedeutung. Am Ende kommt es 

nur darauf an, dass hier eine Markeneintragung 

besteht, die mit dem Namen 

einer Software konkurriert – aber auch, 

dass diese Markeneintragung erst erfolgt 

ist, nachdem das Programm ursprünglich 

unter diesem Namen und unter der GPL 

veröffentlicht worden war. 

Schneller Rechtsschutz: 

Werbeverbot 

Die Antragsteller hatten das Gericht angerufen, 

um im Wege des einstweiligen 

Rechtsschutzes den Gegnern zu verbieten, 

den Namen Enigma zu benutzen, um 

für die Set-top-Box zu werben. 

Die eigentliche Frage lautete also: Darf 

man den ursprünglichen Namen eines 

Programms (hier von Open-Source- 

Software) verwenden, auch wenn entgegenstehende 

Markenrechte betroffen 

sind? Um die Sache noch ein wenig zu 

verkomplizieren, standen sich in diesem 

Fall sogar noch der ursprüngliche Entwickler 

und Namengeber der Software 

und ein Dritter gegenüber, der allenfalls 

abgeleitete Rechte aus der GPL geltend 

machen konnte. 

Um das Ergebnis vorwegzunehmen: 

Das Gericht hat in letzter Instanz entschieden, 

dass der Name hier Vorrang 

vor der Marke hat. Und das aus gutem 

Grund. Die Antragsteller stützten sich auf 

Rechtsansprüche aus einer eingetragenen 

Gemeinschaftsmarke. Das ist eine Markeneintragung, 

die EU-weit gilt und deren 

Rechtsfolgen in der Gemeinschaftsmarkenverordnung 

(GMV, [2]) geregelt sind. 

Die prinzipiell gleichen Regelungen sind 

für deutsche Marken im Markengesetz 

[3] enthalten. 

In beiden steht, dass der Inhaber einer 

eingetragenen (Geminschafts-)Marke 

das alleinige Recht hat, die Marke oder 

das Zeichen im geschäftlichen Verkehr 

zu benutzen, und dass es anderen insbesondere 

verboten ist, die Marke oder 

das Zeichen in identischer oder ähnlicher 

Form für eigene Waren oder Dienstleistungen 

zu verwenden. 

Konkurrierende 

Gemeinschaftsmarke 

Sowohl die GMV als auch das Markengesetz 

enthalten aber Ausnahmen von 

diesem Verbot: So ist es auch im geschäftlichen 

Verkehr erlaubt, Marken und Zeichen 

als beschreibende Angaben zu benutzen, 

wenn dies zur Bestimmung dient. 

Als Beispiel dient eine Kfz-Werkstatt, die 

sich auf Serviceleistungen und Ersatzteilgeschäfte 

für Autos einer bestimmten 

Marke spezialisiert hat und daher auch 

zum Beispiel mit „Reparaturen von Mercedes-Pkw“ 

werben darf. Die jeweiligen 

Bestimmungen finden sich in Artikel 12 

b der GMV beziehungsweise in Paragraf 

23 des Markengesetzes. 

Gleiches gilt, wenn der Hersteller seine 

Ware mit den Bestandteilen bewirbt, die 

in seinem Produkt enthalten sind. Hierfür 

dient auch gleich ein Beispiel aus der IT- 

Welt: Der Hersteller eines Smartphones 

Recht 02/2013 

Forum 


75 

© ginasanders, 123RF.com 

© Stuart Miles, 123RF.com 

Abbildung 2: Im Falle von Enigma konkurrierte das Markenrecht mit dem Namen 

einer freien Software, die ein anderer Hersteller verwenden und bewerben wollte. 

Abbildung 3: Markengesetz und Gemeinschaftsmarkenverordnung geben allein 

dem Inhaber das Recht, eine Marke zu nutzen.

Forum 

www.linux-magazin.de Recht 02/2013 

76 

© Frze 

Abbildung 4: Mit dem Stern darf nicht jeder werben. Erlaubt ist allerdings, 

die Marke zur „Bestimmung“ zu nutzen, etwa bei Autowerkstätten. 

darf durchaus damit werben, dass sein 

Gerät unter Android läuft, auch wenn 

der Name Android geschützt ist (obwohl 

der größte Teil der Software natürlich 

frei ist …). 

Einen wichtigen Unterschied gibt es allerdings, 

was die Gemeinschaftsmarke 

und die einfache deutsche Marke betrifft: 

Nach der überkommenen nationalen 

Auffassung deutscher Gerichte gilt eine 

Marke durch die Benutzung eines anderen 

Zeichens von vornherein nur dann 

als verletzt, wenn das Zeichen seinerseits 

markenmäßig benutzt wird. 

Das setzt voraus, dass der jeweilige Einsatz 

auf die betriebliche Herkunft des 

Produkts oder der Dienstleistung hinweist. 

Eine bloße Beschreibung, dass es 

um solche Produkte oder Dienstleitungen 

geht oder dass entsprechende Produkte 

enthalten sind, genügt für eine Verletzung 

der deutschen Markenrechte nicht. 

Eine Beschreibung ist noch 

keine Markennutzung 

steller schließen. Hier 

war es aber – typisch 

für GPL-Software – so, 

dass bereits seit vielen 

Jahren verschiedene 

Hersteller das Programm 

in unterschiedlichen 

Set-top-Boxen 

adaptiert und unter 

dieser Angabe zusammen 

mit den Geräten 

vertrieben hatten. 

Der Programmname 

gilt daher, so schloss 

das Gericht, für die 

beteiligten Verkehrskreise 

mithin seit Langem 

als Bezeichnung einer Open-Source- 

Software unterschiedlicher betrieblicher 

Herkunft, also als Werktitel. 

Identisch oder ähnlich? 

Das Oberlandesgericht hat auch gleich 

geklärt, ob die Benutzeroberfläche noch 

als identisches Produkt anzusehen ist 

oder ob die durchgeführten Anpassungen 

hier bereits auf ein nur ähnliches Produkt 

schließen lassen. Typische Nutzung freier 

Software sei das Anpassen der Benutzeroberfläche 

an die unterschiedlichen 

Hardwareplattformen entsprechend den 

Geräten verschiedener Hersteller. 

Das liege für den Verbraucher auf der 

Hand. Der nehme bei derartigen Veränderungen 

jedenfalls so lange eine Übereinstimmung 

der Programme an, wie wesentliche 

Funktionen identisch sind und 

insbesondere von Drittanbietern angebotene 

Plugins funktionieren. Gerade die 

auf die Benutzeroberfläche aufsetzenden 

Programmergänzungen begründen sogar 

die Notwendigkeit, die Software mit ihrem 

bekannten Namen zu bezeichnen. 

Was erwartet der Kunde? 

Das Gericht zieht einen Vergleich mit der 

Nutzung gemeinfrei gewordener Werke: 

Jeder kennt unterschiedliche Verfilmungen 

von Literatur-Klassikern, die alle den 

bekannten Namen des ursprünglichen 

Werks nutzen. So gibt es etwa mehrere 

unabhängige, zulässige Verfilmungen des 

Buches „Der Seewolf“. 

Bezogen auf den Streitfall wird nach 

Auffassung des Gerichts der Verkehr das 

bekannte und an verschiedene Plattformen 

angepasste Programm auch mit einzelnen 

geringfügigen Änderungen und 

Anpassungen noch als das zu Recht den 

Namen Enigma führende Open-Source- 

Werk ansehen. 

Das Gericht war daher davon überzeugt, 

dass im vorliegenden Fall der Name 

Enigma nicht in marken- oder warenzeichenrechtlichem 

Sinne, sondern als bloße 

kennzeichnende Beschreibung benutzt 

wird. Die Benutzeroberfläche Enigma sei 

unter den Interessenten für derartige Settop-Boxen 

namentlich bekannt gewesen. 

Deshalb komme sein Einsatz nach deren 

maßgeblicher Verkehrsanschauung als 

Werktitel in Betracht. 

Das Werktitel-Konstrukt 

Ein Werktitel ist nach Paragraf 5 des Markengesetzes 

die geschäftliche Bezeichnung 

einer Druckschrift, eines Film-, 

Der Europäische Gerichtshof setzt für 

die Verletzung der Gemeinschaftsmarke 

zwar auch die markenmäßigen Benutzung 

voraus, definiert dieses Kriterium 

aber in einem weitreichenderen Sinn. 

Diese Interpretation betrifft jedoch nur 

die Benutzung ähnlicher Zeichen für ähnliche 

Erzeugnisse – dann soll leichter die 

Herkunftsfunktion beeinträchtigt sein. Im 

vorliegenden Fall ging es jedoch um die 

identische Bezeichnung. 

Unter Umständen lässt sich natürlich in 

einem Programmnamen eine betriebliche 

Herkunft erkennen, also auf den Her- 

© G. Fessy, Europäischer Gerichtshof 

Abbildung 5: Der Europäische Gerichtshof definiert die Verletzung einer Marke weitreichend.

© Wikimedia, W.J.Aylward 

Abbildung 6: Auch Verfilmungen dürfen mit dem Titel des ursprünglichen 

Werks werben, wie das die zahllosen Kino- und Fernseh-Varianten von Jack 

Londons Klassiker „Der Seewolf“ tun. 

Ton-, Bühnen- oder sonstigen Werks 

– und damit auch eines Computerprogramms, 

weil dies als Sprachwerk gilt. 

Der Werktitel dient in der Regel nur der 

namentlichen Unterscheidung gegenüber 

anderen Werken und genießt nur in Ausnahmefällen 

den Schutz des Urheberrechts 

– nämlich dann, wenn der Werktitel 

für sich bereits die urheberrechtlichen 

Anforderungen an persönliche geistige 

Schöpfung erfüllt. Der normale Schutz 

des Werktitels umfasst nur die geschäftliche 

Bezeichnung, wie er nach dem Markengesetz 

definiert ist. 

In diesem Zusamenhang stellt sich auch 

die Frage, was passiert, wenn sich eine 

eingetragene Marke und ein Werktitel 

gegenüberstehen: Es wäre ja leicht zu 

©Amazon DVD-Titel 

behaupten, man habe 

eine bestimmte Software 

bereits vor Jahren 

unter dem Namen 

Explorer entwickelt 

und lasse sich nun die 

Benutzung nicht verbieten, 

nur weil ein 

Softwareriese den Namen 

geschützt habe. 

Marke gegen 

Werktitel? 

Prinzipiell ist auch ein 

Werktitel eine Marke 

und genießt denselben 

Schutz wie andere, eingetragene Marken. 

Treffen mehrere Rechte des Markengesetzes 

zusammen, so bestimmt dessen 

Paragraph 6 die Prioritäten. Der Vorrang 

ergibt sich für eingetragene oder angemeldete 

Marken aus dem Anmeldetag 

oder für Werktitel anhand des Tages, zu 

dem das Recht erworben wurde. 

Der Markenschutz für Werktitel entsteht 

mit deren Benutzung im Verkehr, der 

bei freier Software regelmäßig mit der 

erstmaligen Veröffentlichung, etwa auf 

Sourceforge, zusammenfällt. Die Nutzung 

eines prioritätsälteren Werktitels kann 

auch der Inhaber einer gleichen eingetragenen 

Marke nicht verbieten. 

Die Konsequenz des Urteils des OLG 

Düsseldorf für freie Software ist vielfäl- 

tig erkennbar: Zum einen sind Forks berechtigt 

den ursprünglichen Namen des 

Programms so lange zu nutzen, wie die 

Funktionalität im Wesentlichen gleichartig 

bleibt und die beteiligten Verkehrskreise 

solche Forks gewohnt sind – und 

wenn das Eintragen der Marke erst später 

erfolgte als die ursprüngliche Veröffentlichung 

des Programms. 

Zum anderen bestehen insbesondere bei 

Kombinationsangeboten aus Hard- und 

Software keine Bedenken, die mitgelieferten 

und zur Betriebsgrundlage gewordenen 

Programme auch namentlich 

anzuführen, um den Kunden darüber zu 

informieren. (mfe) 

n 

Infos 

[1] OLG Düsseldorf, Urteil vom 24. April 2012, 

Az. I-20 U 176/11: 

[http:// openjur. de/ u/ 409207. html] 

[2] Gemeinschaftsmarkenverordnung: 

[http:// oami. europa. eu/ de/ mark/ aspects/ 

pdf/ 4094deCV. pdf] 

[3] Markengesetz: [http:// www. 

gesetze‐im‐internet. de/ markeng/] 

Der Autor 

RA Fred Andresen ist Mitglied 

der Rechtsanwaltskammer 

München und der Arbeitsgemeinschaft 

Informationstechnologie 

im Deutschen 

Anwaltverein (DAVIT). 

Recht 02/2013 

Forum 


77 

MAGAZIN 

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www.linux-magazin.de Bücher 02/2013 

78 

Bücher über Node.js sowie über nebenläufige Programmierung 

Tux liest 

Die Bücherseite greift zwei aktuelle Trends auf: Das erste Werk behandelt die Anwendungsentwicklung mit 

dem Javascript-Server Node.js. Das zweite möchte Java- und C-Programmierer in die Arbeit mit mehreren Prozessoren 

und Nebenläufigkeit einführen. Andreas Möller, Bernhard Bablok 

In seinem Buch „Node.js & Co.“ erklärt 

Golo Roden mit viel Begeisterung das 

Programmieren von Anwendungen für 

den Javascript-Server Node.js. Es richtet 

sich an Webentwickler mit guten Vorkenntnissen 

in der Skriptsprache. 

Node.js und seine Module 

Info 

Golo Roden: 

Node.js & Co. 

Dpunkt, 2012 

330 Seiten 

33 Euro 

ISBN: 978-3-89864-829-5 

Der Band ist in zwei Teile gegliedert. Der 

erste erklärt Node.js, der zweite dessen 

Module für Webanwendungen. Im ersten 

der 13 Kapitel beschreibt der Autor 

die Ursprünge von Node.js, bevor er im 

zweiten dessen Installation vorführt. Wie 

einfach sich ein TCP- oder HTTP-Server 

mit Node.js implementieren lässt, zeigt 

das dritte Kapitel. 

Danach behandelt das Buch das Einbinden 

von Modulen mit der Node-eigenen 

Paketverwaltung »npm«. Die Arbeit mit 

dem Node.js-Debugger sowie das Schreiben 

von Tests und das Deployment komplettieren 

den ersten Teil. 

Am Anfang des zweiten Teiles bespricht 

der Verfasser die Middleware Connect, 

die HTTP-Anfragen noch vor der Webanwendung 

bearbeitet. Anschließend zeigt 

er die Programmierung von Server- und 

Client-seitigen Webanwendungen an einem 

Beispiel, das er mit Node.js, HTML 

5, CSS 3 und Jquery umsetzt. Die Beispielanwendung 

erlaubt es den Anwendern, 

Dateien auf einer Weboberfläche 

zum Download bereitzustellen. 

Daneben beschreibt das Buch, wie man 

mit Jade und Stylus HTML- und CSS-Code 

erzeugt. Kapitel 12 demonstriert, wie einfach 

sich mit Socket.io und Nowj s Echtzeitkommunikation 

zwischen Browser 

und Server implementieren lässt. Gegen 

Ende setzt der Verfasser die Datenbanken 

Redis, Mongo DB und PostgreSQL mit 

Node.js ein. 

Außerdem behandelt er Module zum 

Validieren von Javascript-Objekten sowie 

für die Internationalisierung und 

Authentifizierung. Zum Schluss demonstriert 

er die automatisierte Optimierung 

von Node.js-Code. Mit diesen Themen ist 

das Buch eine gelungene Einführung in 

Node.js. Es bringt den Leser in wenigen 

Schritten zur eigenen Webanwendung. 

Nebenläufig 

In Zeiten, da schon Einsteiger-Smartphones 

mehr als einen CPU-Core besitzen, 

wird paralleles Programmieren für 

beinahe jeden Entwickler wichtig. In seinem 

Buch „Nebenläufige Programmierung“ 

behandelt Carsten Vogt, Professor 

am Institut für Nachrichtentechnik der 

Fachhochschule Köln, das Thema strukturiert 

und übersichtlich. 

Das Werk richtet sich an Bachelor-Studen 

ten der Informatik und andere Interessierte 

und gliedert sich in vier große 

Abschnitte: Basistechniken, Synchronisation, 

Kommunikation (Pipes, Sockets) und 

Kooperation (Client-Server, Peer2Peer, 

RPC, RMI). Jeder Abschnitt präsentiert 

eine sinnvolle Mischung aus Erklärungen, 

Beispielen, Grafiken und Aufgaben. 

Auf den ersten Blick erscheint es fragwürdig, 

zwei so grundverschiedene Pro- 

grammiersprachen wie C und Java für 

das Thema Nebenläufigkeit heranzuziehen. 

Aber gerade dies verdeutlicht die 

Unterschiede zwischen einem Konzept, 

etwa Threads, und dessen konkreter Implementierung. 

Der Themenumfang ist gleichzeitig die 

größte Schwäche des Buches: Auf 260 

Seiten kann niemand die Feinheiten der 

parallelen Programmierung vermitteln. 

Allein für die letzten beiden Abschnitte 

– dort geht es hauptsächlich um (Netzwerk-)Kommunikation 

– gibt es Fachbücher 

mit deutlich mehr Seiten, die dem 

Thema eher gerecht werden. 

Wer aber einen kompetenten Einstieg 

in den ganzen Themenkreis sucht, ist 

mit dem Buch bestens bedient. Programmierer, 

die an einem konkreten Projekt 

arbeiten, greifen aber besser zu spezielleren 

Fachbüchern, die auf die jeweiligen 

Programmierschnittstellen und ihre Anwendung 

zugeschnitten sind. 

Das Buch ist in Ausstattung und Satz sehr 

ansprechend gestaltet. Zusätzlich erhält 

der Käufer einen Einkaufscode und kann 

damit die E-Book-Ausgabe im plattformneutralen 

PDF-Format herunterladen. 

Einziger Wermutstropfen: Mit der für den 

Download notwendigen Registrierung 

handelt man sich – gut versteckt in der 

Datenschutzerklärung – einen Newsletter 

des Verlags ein. (mhu) 

n 

Info 

Carsten Vogt: 

Nebenläufige Programmierung 

Hanser, 2012 

260 Seiten 

30 Euro 

ISBN: 978-3-446-42755-6

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Forum 

www.linux-magazin.de Leserbriefe 02/2013 

80 

Auf den Punkt gebracht 

Leserbriefe 

Haben Sie Anregungen, Statements oder Kommentare? Dann schreiben Sie an [redaktion@linux-magazin.de]. 

Die Redaktion behält es sich vor, die Zuschriften und Leserbriefe zu kürzen. Sie veröffentlicht alle Beiträge mit 

Namen, sofern der Autor nicht ausdrücklich Anonymität wünscht. 

01 LIST=$(awk ' 

02 BEGIN { 

Shell-Bordmittel 

12/12, S. 92: Ich habe eine Anmerkung 

zum Artikel Bash Bashing. Der Text 

und das Shellskript suggerieren, dass 

03 split(ENVIRON["PATH"], p, ":") 

04 for (i=1; i

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Know-how 

www.linux-magazin.de Kern-Technik 02/2013 

82 

Kernel- und Treiberprogrammierung mit dem Linux-Kernel – Folge 66 

Kern-Technik 

Android führt mit deutlichem Abstand die Hitparade der Smartphone-Betriebssysteme an. Die Kern-Technik 

beleuchtet, welche Änderungen Google für den Mobileinsatz am Linux-Kernel vorgenommen hat und was es 

mit Wakelocks, Binder und dem anonymen Shared Memory auf sich hat. Jürgen Quade, Eva-Katharina Kunst 

© psdesign1, Fotolia 

66 

Rund 136 Millionen verkaufte Android- 

Geräte zählten die Marktforscher von 

IDC im dritten Quartal 2012 [1]. Jeden 

Tag kommen 1,3 Millionen Geräte hinzu. 

Mit 75 Prozent Marktanteil dominiert 

Android die Statistiken und ruft den 1999 

von Linus Torvalds nicht ernst gemeinten 

Aufruf zur World Domination wieder 

in Erinnerung. Linux-Geräte sind in der 

Statistik interessanterweise mit 1,5 Prozent 

gesondert ausgewiesen. Wissen die 

Marktstrategen von IDC etwa nicht, dass 

ein Android-Smartphone auch ein Linux- 

Device ist? 

Wie die 1,5 extra gezählten Prozent 

ist Android allerdings kein reinrassiges 

Linux. Insbesondere das Userland 

stellt mit der C-Bibliothek Bionic und 

der virtuellen Maschine Dalvik eine Neuentwicklung 

dar. Der Kern jedoch ist in 

wesentlichen Teilen ein Standardkernel, 

für den mobilen Einsatz 

modifiziert. Wie 

man den Quellcode 

bekommt, beschreibt 

der Kasten „Quelltext 

des Android- 

Kernels“. 

Bei Android sind die 

Modifikationen jedoch 

so bedeutend, 

dass Googles Userland 

zunächst mit einem 

Standardkernel 

gar nicht zusammenarbeitete. 

Die Linux- 

Entwickler weigerten 

sich anfangs auch, 

Patches zu übernehmen. 

Ihr Argument: 

Die neuen Programmier-Interfaces 

würden 

auf den unbeliebten 

I/O-Controls basieren, außerdem 

biete der Standardkernel die gewünschten 

Funktionalitäten bereits, wenn auch 

in etwas anderer Form. 

Bei diesen Funktionalitäten handelt es 

sich vor allem um effiziente Synchronisations-, 

Kommunikations- und Logging- 

Mechanismen. Hinzu kommen noch Eigenschaften 

des Memory-Managements, 

der Sicherheit, des Powermanagements 

sowie der Ein- und Ausgabe (siehe Abbildung 

1). 

Die Energieverwaltung hat die wesentlichsten 

Änderungen erfahren. Nur mit 

einem aggressiven Powermanagement 

sind die hohen Anforderungen eines Mobiltelefons 

an niedrigen Stromverbrauch 

zu erfüllen. Während sich ein Standard- 

Linux erst nach Aufforderung schlafen 

legt, versucht Android dies bei jeder sich 

bietenden Gelegenheit zu tun. Damit das 

nicht zu Unzeiten passiert, können Treiber 

und Applikationen im Android-Kernel 

mit einem „Bleib-Wach-Lock“ (Wakelock) 

das Schlafenlegen verhindern. 

Aufgewacht! 

Um das einmal schlafende System automatisiert 

wecken zu können, haben 

die Android-Entwickler Alarm-Timer 

implementiert. Anders als die bekannten 

Hrtimer [2] ermöglichen diese nicht 

nur das Wecken eines Jobs, sondern das 

Aufwecken des kompletten Systems aus 

einem Suspend-Zustand. Dafür ist die 

in jedem System vorhandene Real Time 

Clock zuständig, die im Standard-Linux 

der RTC-Treiber bedient. 

Androids Alarm-Timer sind in Abgrenzung 

zu diesem Treiber deutlich flexibler 

und genauer und kombinieren die 

Funktionalität von Hrtimer und RTC. Im 

Normalbetrieb sind Alarm-Timer durch 

Hrtimer realisiert. Geht das System aber 

in den Suspend, programmiert Android 

die nächste Aufweckzeit in die RTC. In 

der Kritik der Kernelentwickler steht – 

wie so oft – das Userland-Interface, das 

auf die Gerätedatei »/dev/alarm« und auf 

»ioctls()« setzt. 

Remote Object Invocation 

Im Bereich Synchronisation und Kommunikation 

hat Android Binder eingeführt. 

Binder stellt eine Möglichkeit der 

Interprozess-Kommunikation dar, bei der 

eine Applikation Zugriff auf ein Objekt 

hat, auch wenn dieses zu einem anderen 

Prozess gehört. Bei dieser so genannten 

Remote Object Invocation ist ein Objekt 

mit Hilfe der Android Interface Description 

Language (AIDL) beschrieben. Aus

Effiziente IPC 

Remote Object Invocation 

Schlafzustand verhindern 

Zeitgesteuertes Aufwachen 

aus dem Schlafzustand 

Auf hohe Interaktivität getrimmt 

Wakelock 

Alarm-Timer 

Power- 

Management 

Scheduling 

Memory- 

Management 

Userland 

Binder 

ASHMEM 

Sychronisation/ 

Kommunikation 

Prozess- 

Management 

Networking 

Logger 

»ram_console« 

»persistent_ram« 

Logging 

Ein-/Ausgabe 

Effizient verwaltetes 

Shared-Memory 

Protokollspeicher im Kernel 

Debugmeldungen stehen auch 

nach einem Reboot 

(Kernel-Panic) zur Verfügung 

Debugmeldungen lassen sich 

im nicht flüchtigen RAM speichern 

Kern-Technik 02/2013 

Know-how 


83 

Memory-Management 

von I/O-Speicher 

ION (ehemals PMEM) 

Low Memory Killer 

Paranoid Networking 

Kernel 

Timed GPIO 

Automatisiertes Rücksetzen 

von Bits der HW-Ausgabe 

Freigabe von Speicher-Ressourcen 

auf Basis der Prozessart 

(Vordergrund-/Hintergrundprozesse) 

Hardware 

Zugriffe werden abhängig 

von der Group-ID erlaubt 

Abbildung 1: Übersicht der Modifikationen: Fast in jedem Subsystem haben die Android-Entwickler den Linux-Kernel für ihre Zwecke angepasst. 

der Beschreibung wird automatisiert 

Code erzeugt, der für die Client-Seite – 

also eine normale App – ein Proxy-Objekt 

realisiert. Dieses Proxy-Objekt kann sich 

über einen Prozess, der Content Manager 

genannt wird, die Adresse des realen Objektes 

(Server-Seite) holen und auf dieses 

mit Hilfe eines sehr effizienten Protokolls 

zugreifen. 

Sollen die beiden Prozesse Daten austauschen, 

also so genannte Transactions 

durchführen, transferiert ein in den 

Kernel integrierter Gerätetreiber die Informationen. 

Der Binder-Treiber, dessen 

Quellcode sich im Staging-Bereich des 

Standardkernels befindet, kopiert die 

Daten aus dem Speicher des einen Prozesses 

mit dem bekannten Kernelbefehl 

»copy_from_user()« und transferiert sie 

in den Speicher des anderen Prozesses 

mit »copy_to_user()«. 

Binder stellt rein synchrone Kommunikation 

zur Verfügung, wobei der Server 

aus Effizienzgründen einen Threadpool 

instanziert, der ankommende Anfragen 

ohne Zeitverlust bearbeitet. Der Client 

ruft die Methode eines Objekts auf und 

arbeitet erst dann weiter, wenn die Methode 

abgearbeitet ist und das Ergebnis 

vorliegt. Binder ist die zentrale Komponente 

der Interprozess-Kommunikation 

des Android-Systems, mit der Apps und 

Systemprozesse interagieren. Klassische 

Interprozess-Kommunikation, insbesondere 

System-V-IPC, haben die Android- 

Entwickler aus dem Kernel verbannt. 

Speicher anonym 

Eine weitere effiziente Möglichkeit der Interprozess-Kommunikation 

stellt Android 

mit Anonymous Shared Memory (ASH- 

MEM) zur Verfügung. Anders als beim 

normalen Shared Memory ist der Kernel 

berechtigt, einen ASHMEM-Block selbstständig 

freizugeben. Hierzu kann ein 

Prozess Speicherseiten als nicht benötigt 

markieren, die der Kernel – sollte er unter 

Quelltext des Android-Kernels 

Abbildung 2: Der Quellcode für den Android-Kernel kommt per Git auf die 

Platte. Der Master-Zweig ist allerdings leer. 

Der Quellcode zu Android ist auf 

der Website [http:// source. android. 

co m] zusammen mit Informationen 

zur Installation zu finden. Das 

Userland installiert ein Google-Tool 

namens Repo. Der Quellcode zum 

Kernel lässt sich per Git herunterladen. 

Abbildung 2 zeigt die hierzu 

notwendigen Kommandos. Das 

Repository »master« ist allerdings 

leer, die Entwickler haben es nur 

aus technischen Gründen angelegt. 

Beim Auschecken ist daher die gewünschte 

Kernelversion explizit 

anzugeben. 

Für die unterschiedlichen Hersteller 

und deren Geräte existieren bei 

Android jeweils eigene Kernelquellen, 

die per Git aus den Verzeichnissen 

https://android.googlesource. 

com/device/Hersteller/Gerät 

zu beziehen sind. Für Testzwecke 

empfiehlt sich der Goldfish-Kernel. 

Goldfish ist die Bezeichnung für 

eine virtuelle CPU, die Google für 

den Android-Emulator ausgewählt 

hat und die ARM926T-Befehle verarbeitet. 

Dieser Quellcode enthält 

zusätzliche Treiber für die Ein- und 

Ausgabe im Emulator, die für ein reales 

Gerät nicht erforderlich sind. 

Weitere Informationen finden sich 

unter [http:// source. android. com/ 

source/ building‐kernels. html].

Know-how 

www.linux-magazin.de Kern-Technik 02/2013 

84 

Priorisierung 

Foreground 

Visible 

Service 

Background 

Empty 

Interagiert direkt 

mit dem User 

Partiell sichtbar, aber 

interagiert mit dem User 

Aktiv, aber ohne direkte 

User-Interaktion 

Gestartet, zurzeit 

ohne sichtbare Elemente 

Beendet, für schnellen 

Restart noch im Speicher 

Abbildung 3: Android ordnet die Prozesse in fünf 

Kategorien ein. 

Speicherdruck stehen – freigibt, bevor er 

den Low Memory Killer aktivieren muss. 

Ein solcher Einsatz ist beispielsweise im 

Fall von Caches sinnvoll. 

Implementierungstechnisch handelt es 

sich bei ASHMEM um einen gemeinsamen 

Speicherbereich, den »mmap()« 

in den jeweiligen Prozess-Adressraum 

einblendet. Um einen solchen Speicher 

erstmals zu reservieren, greift ein Prozess 

auf die Gerätedatei »/dev/ashmem« zu. 

Damit andere Prozesse auf den gleichen 

Speicher zugreifen können, bekommen 

sie den Dateideskriptor übergeben. Das 

muss über das erwähnte Binder-Subsystem 

erfolgen, da Filedeskriptoren prozessspezifisch 

sind. Binder ist in der 

Lage, den Filedeskriptor für die anderen 

Prozesse zu übersetzen. 

Speicher reservieren 

liche Low Memory Killer schließlich soll 

verhindern, dass das System instabil 

wird, weil der Speicher ausgeht, denn 

Android verwendet kein Swap. 

Der Low Memory Killer überwacht daher 

ständig die Speicherauslastung und fordert, 

sobald eine erste Schranke erreicht 

ist, insbesondere Hintergrundprozesse 

dazu auf, aktuelle Daten und wichtige 

Zustandsinformationen zu sichern. Erst 

wenn sich die Speichersituation weiter 

verschärft, werden unkritische Hintergrundprozesse 

beendet – wenn nichts anderes 

hilft, auch Vordergrundprozesse. 

Abschussliste 

Die Entscheidung, welche Jobs zuerst 

dran glauben müssen, orientiert sich an 

dem im Standardkernel ohnehin vorhandenen 

Wert »oom_score_adj«. Dieser 

existiert für jeden Job und liegt beim 

aktuellen Kernel im Bereich von ‐1000 

bis 1000. Ein Job mit einem »oom_score« 

von 1000 wird als Erster in die ewigen 

Jagdgründe geschickt, ein Job mit einem 

Score von ‐1000 überhaupt nicht. 

Für die Zuordnung der Score-Werte zu 

den Jobs unterscheidet Android zwischen 

fünf Prozessarten: Vordergrund-, sichtbare, 

Service-, Hintergrund- und leere 

Prozesse (foreground, visible, service, 

background, empty). Empty-Prozesse 

sind übrigens Jobs, die sich beendet haben. 

Android hält diese aber noch im 

Speicher, sodass sie – sollten sie noch 

einmal gestartet werden – sehr rasch aktiviert 

sind (Abbildung 3). 

Implementiert ist der Low Memory Killer 

als Treiber, der sich über die Funktion 

»register_shrinker()« in das Memory-Management 

einklinkt. Über das »/sys/«- 

Dateisystem lässt er sich – wie in seinem 

Quellcode angegeben – konfigurieren: 

Steht »0,8« in der Datei 

/sys/module/lowmemorykiller/parameters/adj 

und »1024,4096« in der Datei 

/sys/module/lowmemorykiller/parameters/U 

minfree 

bedeutet dies, dass Android alle Jobs 

mit einem »oom_score« von 8 und mehr 

terminiert, wenn weniger als 4096 Speicherseiten 

zur Verfügung stehen. Sind 

weniger als 1024 Pages frei, beendet das 

Betriebssystem alle Jobs mit einem Score 

von 0 und mehr. Für das Scheduling 

setzt Android im Wesentlichen die im 

Standardkernel bereits implementierten 

Mechanismen ein. 

Das Linux-Scheduling basiert zunächst 

auf Prioritätsebenen. Dabei unterscheidet 

es zwei Bereiche, den der dynamischen 

und den der statischen Prioritätsebenen. 

Im Bereich der dynamischen Prioritäten 

erlaubt es sich der Scheduler, je nach Situation 

die Prioritäten anzupassen. Hierbei 

greift er auf den Linux-spezifischen 

Completely-Fair-Scheduling-Algorithmus 

(CFS) zurück. Statische Prioritäten dagegen 

rührt er nicht an. 

Prioritäten und Container 

Android-Prozesse sind typischerweise 

einer der 40 Prioritätsebenen aus dem 

dynamischen Bereich zugeordnet und 

werden damit per CFS verwaltet. Vereinfacht 

ausgedrückt teilt der Scheduler 

eine bestimmte Zeitscheibe (zum Beispiel 

10 Millisekunden) gleichmäßig auf die 

rechenbereiten Prozesse auf. Gibt es zwei 

lauffähige Jobs, bekommt jeder eine Zeitscheibe 

von 5 Millisekunden. Gibt es fünf 

Jobs, erhält jeder eine Zeitscheibe von 2 

Millisekunden. 

Außerdem stellt der Mechanismus der 

Container Groups (Cgroups) sicher, 

dass ein Android-Gerät immer interaktiv 

bleibt. Dazu hat Android zwei Gruppen 

gebildet, nämlich »bg_non_interactive« 

und »default«. Den nicht interaktiven 

Jobs stehen lediglich 5 Prozent der CPU- 

Leistung zur Verfügung, die interaktiven 

Userspace 

»main« 

»radio« 

rw-rw--w- 

rw-rw--w- 

»system« 

rw-rw--w- 

rw-rw--w- 

»logcat« 

»loglib« 

»event« 

Kernelspace 

Eine weitere Möglichkeit, Speicher zu reservieren, 

besonders für den Zugriff auf 

die Grafikkarte, stellt der mit Android 4.0 

eingeführte Memory Manager ION bereit. 

Er ersetzt den aus früheren Versionen 

bekannten Memory Manager PMEM und 

bietet ein einheitliches API für verschiedene 

Basisverfahren wie »vmalloc()«, 

»kmalloc()« oder auch so genannten 

Carveout-Speicher, also RAM, der bereits 

beim Booten reserviert ist. Dabei können 

Speicherbereiche so organisiert werden, 

dass sich im Fall der Nichtnutzung zur 

Energieeinsparung einzelne RAM-Riegel 

abschalten lassen. 

ION lässt sich sowohl vom Kernel als 

auch vom Userland aus verwenden. Für 

Letzteres stellt er einen Satz von I/O- 

Controls bereit. Der Quellcode zu ION 

befindet sich im Android-Kernel unter 

»kernel/drivers/gpu/ion/«. Der erwähnte 

und ebenfalls im Staging-Bereich befind- 

»/dev/log/« 

Abbildung 4: Anders als ein Standard-Linux protokolliert 

Android Systemereignisse im Kernelspace.

Abbildung 5: Linus Torvalds hat nachgegeben und 

übernimmt Android-Features in seinen Kernel. 

Tasks (mit den Typen »foreground« und 

»visible») bekommen die restlichen 95 

Prozent zugeteilt. 

Timed GPIO 

Android hat das I/O-Subsystem des Linux-Kernels 

mit Timed GPIO um eine 

zeitgesteuerte Ein-/Ausgabe erweitert. 

General Purpose Input Output (GPIO) bezeichnet 

Ein- und Ausgabeleitungen. Als 

Input konfiguriert können sie programmgesteuert 

den Zustand des anliegenden 

Signals einlesen. Hier sind Taster, Schalter 

und einfache Sensoren angeschlossen. 

Als Output schalten sie den Zustand der 

zugehörigen Leitung programmgesteuert 

an oder aus. An diesen Leitungen lassen 

sich LEDs und insbesondere auch der 

Vibrationsmotor eines Android-Smartphones 

betreiben. 

Einen GPIO-Treiber gibt es auch im Standard-Linux, 

doch die Android-Variante 

erweitert diesen um die Zeitsteuerfunktion. 

Der Timed-GPIO-Treiber ermöglicht 

es, den Zustand der Ausgabeleitung für 

eine definierte Zeit, die in Millisekunden 

angegeben ist, zu setzen. Nach Ablauf 

der Zeit wird der Ursprungszustand wieder 

eingenommen. 

Die Zeitsteuerfunktion ließe sich relativ 

einfach auch im Userland unterbringen, 

also in den Applikationen. Android 

möchte aber mit der Kernel-Implementierung 

das Userland entlasten und denkt 

vor allem an den Fehlerfall beziehungsweise 

an den Programmabsturz, bei dem 

die Ausgabeleitung möglicherweise zu 

lange in einem unerwünschten Zustand 

verweilt und den Smartphone-Benutzer 

beispielsweise mit nicht enden wollendem 

Vibrieren belästigt. 

Neben diesen Erweiterungen hat Android 

auch das Protokollieren von Systeminformationen 

optimiert. Unter Linux reichen 

Applikationen typischerweise die zu protokollierenden 

Informationen per Socket 

an den Syslog-Daemon weiter, der sie in 

einer Datei unter »/var/log/« abspeichert. 

Meldungen des Standardkernels selbst 

legt Linux in einem Kernelspeicher ab, 

aus dem sie der »klogd« ebenfalls dem 

Syslog übergibt. Den Android-Entwicklern 

sind die Socket-Kommunikation und 

der Dateizugriff aber zu aufwändig, sie 

haben das Logging daher komplett in den 

Kernel verlagert. 

Dazu implementierten sie den Treiber 

»logger«, der vier Ringpuffer im Kernel 

reserviert. Android stellt sie den Anwendungen 

über die Gerätedateien »/dev/ 

log/event« (256 KByte), »/dev/log/main« 

(64 KByte), »/dev/log/radio« (64 KByte) 

und »/dev/log/system« (64 KByte) zur 

Verfügung (Abbildung 4). Die Zugriffsrechte 

der Gerätedateien erlauben jeder 

Applikation den schreibenden (also loggenden) 

Zugriff. Lesen ist allerdings nur 

ausgewählten Applikationen erlaubt, 

beispielsweise »logcat«, dem Pendant 

zum Syslog-Daemon. Zur Abstraktion 

des Zugriffs greift das Programm auf die 

Bibliothek Liblog zurück, die allen Applikationen 

zur Verfügung steht. 

Wachhunde debuggen 

Der Android-Treiber »ram_console« erleichtert 

Entwicklern das Debugging. Im 

Fall eines Kernel-Crash landen die Kernelnachrichten 

in einem RAM-Speicher, 

sodass sie nach dem Reboot über die 

Gerätedatei »/proc/last_kmsg« auslesbar 

sind. Ist das Gerät zwischen Absturz und 

Reboot aber ohne Strom, sind die Nachrichten 

verloren. »ram_console« kommt 

zum Einsatz, um Kernel-Panics und 

Watchdog-Resets zu debuggen. 

Eine aktuelle Neuerung bringt der Treiber 

»persistent_ram«. Wie der Name andeutet, 

macht er es möglich, Daten in nicht 

flüchtigem Speicher abzulegen. Dadurch 

stehen sie auch dann zur Verfügung, 

wenn das Android-Gerät zwischendurch 

stromlos war. Natürlich funktioniert der 

Treiber nur, wenn auch die geeignete 

Hardware vorhanden ist. 

In Abgrenzung zu einem Standardkernel 

bietet Android noch ein Paranoid Network 

genanntes Feature. Es schränkt den 

Zugriff auf einige Netzwerkfunktionen 

abhängig von der Gruppenzugehörigkeit 

der nutzenden Task ein. Die entsprechenden 

Gruppen-IDs sind in der Kernel-Headerdatei 

»android_aid.h« zu finden und 

gehen von 3001 bis 3007. 

Linus zeigt Einsicht 

Paranoid Network ist bislang nicht im 

Staging-Bereich des Standardkernels aufgetaucht. 

Dabei übernimmt Linus Torvalds 

(Abbildung 5) inzwischen wesentliche 

Patches, ein aktuelles Android-Userland 

läuft seit Kernel 3.3 auch auf dem 

Standardkernel. „Ihr hattet recht, und wir 

nehmen unsere Kritik zurück. Wenn eure 

Kernelversion auf Millionen von Geräten 

weltweit läuft, dann habt ihr ja was richtig 

gemacht“, sagte der Linux-Erfinder 

am 7. November auf der Linuxcon Europe 

2012 in Barcelona und meinte damit 

die Android-Entwickler [1]. 

In einem oder spätestens in zwei Jahren 

werden sich die auf den Smartphones 

genutzten Kernel vermutlich nur noch 

in kleinen Details vom Standardkernel 

unterscheiden. (mhu) 

n 

Infos 

[1] IDC-Pressemeldung, „Android Marks 

Fourth Anniversary Since Launch with 

75.0% Market Share in Third Quarter“: 

[https:// www. idc. com/ getdoc. jsp? 

containerId=prUS23771812] 

[2] Quade, Kunst: „Linux-Treiber entwickeln“, 

Dpunkt 2011, S. 174 ff. 

[3] Jörg Thoma, „Linus Torvalds: Wir haben 

uns Android zu Unrecht verweigert“, Golem, 

7.11.2012: [http:// www. golem. de/ news/ 

linus‐torvalds‐wir‐haben‐uns‐android‐zu 

‐unrecht‐verweigert‐1211‐95576. html] 

Die Autoren 

Eva-Katharina Kunst, Journalistin, und Jürgen 

Quade, Professor an der Hochschule Niederrhein, 

sind seit den Anfängen von Linux Fans von Open 

Source. In der Zwischenzeit ist die dritte Auflage 

ihres Buches „Linux Treiber entwickeln“ 

erschienen. 

Kern-Technik 02/2013 

Know-how 


85

Programmieren 

www.linux-magazin.de Bash Bashing 02/2013 

88 

Shellskripte aus der Stümper-Liga – Folge 24: (Ver-)Rechnen mit der Bash 

Bash Bashing 

Die Macher der Bash spendierten der Shell Rechenkenntnisse auf Vierte-Klasse-Niveau. Wer mehr als die 

Grund rechenarten benötigt, weicht auf »bc« aus. Dass die Ergebnisse rechnender Bash-Skripte trotz der simplen 

Möglichkeiten jedes Mal stimmen, ist gleichwohl nicht gesagt. Bernhard Bablok 

© Fotograf, 123RF.com 

01 #!/bin/bash 

02 

03 a=1 

04 b=9 

05 c1=$(expr $a + $b) 

06 c2=$[a+b] 

07 c3=$((a+b)) 

08 let c4=$a+$b 

09 let c5=a+b 

10 

Als Mathe-Schülerin ist die Bash nur 

Mittelmaß. Zum Glück steht das Fach 

selten auf dem Stundenplan: Im Alltag 

brauchen Programmierer meist nur Zählvariablen, 

sie wandeln Returncodes um 

oder berechnen hin und wieder Blockgrößen. 

Für diese Aufgaben ist die Bash 

mächtig genug. Das Listing 1 zeigt fünf 

Listing 1: Syntax varianten für die 

Addition 

11 echo ‐e "c1=$c1\nc2=$c2\nc3=$c3\nc4=$c4\nc5=$c5" 

Möglichkeiten, zwei 

Zahlen zu addieren. 

Alle Varianten führen 

normalerweise 

zum gleichen Ergebnis. 

Soweit die gute 

Nachricht. 

Aber die Bash wäre 

nicht die Bash, wenn 

nicht irgendwelche 

mehr oder minder 

seltenen Ausnahmefälle 

zu Syntaxfehlern 

führen würden. Wer 

mag, kann vor dem 

Weiterlesen Listing 1 

selbst auf Fallstricke 

untersuchen. 

Die Zeile 6 spielt eine 

Sonderrolle. Diese 

Syntaxvariante funktioniert 

zwar noch, ist aber nicht mehr 

dokumentiert. Jeder Bash-Programmierer 

sollte sie aus seinem Repertoire streichen. 

Die Zeile 5 verwendet ein externes Programm. 

Wer auf portable Skripte Wert 

legt, sollte diese Variante wählen – selbst 

Systeme mit extrem funktionsbeschnittenen 

Shells verfügen typischerweise über 

das »expr«-Kommando. 

Auch Zeile 7 gewinnt etwas an Portabilität, 

wenn der innere Ausdruck durch 

Leerzeichen von den Klammern abgetrennt 

ist. Neben der Portabilität spielt 

die Robustheit eines Skripts eine tragende 

Rolle – einige der gezeigten Varianten 

erweisen sich als wenig robust. 

Fehlende Initialisierung 

Die beiden Alternativen in den Zeilen 8 

und 9 verhalten sich unterschiedlich, je 

nachdem, ob die Variablen initialisiert 

sind oder nicht. Die Bash weist nicht 

initialisierten Variablen den Wert »0« zu. 

Wenn »b« nicht gesetzt ist, dann führt die 

Zeile 8 zu einem Syntaxfehler, während 

Zeile 9 funktioniert. Auch der Variante 

mit »expr« bereiten nicht initialisierte Variablen 

Probleme. 

Im Normalfall ist also die Variante in 

Zeile 9 ohne Variablenauflösung sinnvoller, 

der Shellcode ist auch besser lesbar. 

Skripte wie »lavtc.sh« aus den Mjpeg 

Tools [1] würden dann auch von der dadurch 

erhöhten Lesbarkeit profitieren 

(Listing 2). 

Die Variante in Zeile 7 von Listing 1 – 

„Arithmetic Expansion“ genannt – verhält 

sich, was uninitialisierte Variablen angeht, 

wie die in Zeile 9. Welche Ausführung als 

lesbarer erscheint, ist Geschmackssache. 

Die Arithmetic Expansion lässt sich aber 

universeller einsetzen. Doch leider gibt es 

Situationen, in denen auch diese robusten 

Varianten scheitern. 

Eine explizit stabile Basis 

sorgt für Robustheit 

Die Seite [2] gibt einen Überblick über 

das Rechnen mit der Bash. Am Ende steht 

ein Beispiel, das zu einem gegebenen 

Monat den Vormonat (dezimal in zwei 

Stellen) berechnet: 

newmonth=$(( (month + 10) % 12 + 101 )) 

newmonth=${newmonth:1:2} 

Dummerweise funktioniert die erste Zeile 

nicht, falls »month« selbst zweistellig ist 

und es sich um den August oder September 

handelt. Denn die Bash interpretiert 

Zahlen mit führenden Nullen als Zahlen 

in Oktaldarstellung, und »08« und »09« 

sind dabei ungültig. Von den Varianten in 

Listing 1 hat nur der Ausdruck mit »expr«

Abbildung 1: Die Manpage von »bc« referenziert diverse mathematische 

Funktionen und erläutert deren Anwendung. 

mit führenden Nullen keine Probleme. 

Die explizite Angabe der Basis 10 löst das 

Problem, sobald man in Zeile 1 »month« 

einfach durch 

10#$month 

ersetzt. Selbst wenn »month« leer ist, 

gibt es keinen Syntaxfehler, denn »10#« 

interpretiert die Bash als Null. Die Bash 

unterstützt Basen von 2 bis 64, damit 

sind zum Beispiel Umwandlungen von 

und nach Hexadezimal recht einfach. 

Viele Rechenoperatoren, 

aber nur Integerzahlen 

Neben den Grundrechenarten beherrscht 

die Bash die ganze Palette an Operatoren, 

die man auch von höheren Programmiersprachen 

kennt, zum Beispiel Pre- und 

Post-Increment, diverse Bit- oder Vergleichsoperatoren. 

Die Sprache C ist hier 

das Vorbild. Größte Einschränkung: Die 

Bash rechnet immer nur mit Integerzahlen, 

5 durch 3 ist also 1. 

Ein explizites Limit gibt das Bash-Manual 

nicht an. Einfach hochzuzählen ist eine 

schlechte Idee, da nach 2 63 -1 der Wert ‐2 63 

folgt. Im Gegensatz zum Überlauf führt 

die Division durch null zu einem Fehler. 

Integer-Arithmetik langt nicht für alle Aufgaben. 

Wer Gleitkommazahlen braucht, 

weicht auf »bc« (Basic Calculator, [3]) 

aus. Das Posix-Urgestein nimmt mathematische 

Ausdrücke 

über Stdin entgegen. 

Ein einfaches 

bc

Programmieren 

www.linux-magazin.de C++11 02/2013 

Modernes C++ in der Praxis – Folge 8 

Räumkommando 

90 

Die neuen Smart Pointer in C++11 machen den Zugriff auf Ressourcen transparent und räumen hinter sich auf. 

Dieser Artikel stellt als ersten Vertreter den Unique Pointer vor. Rainer Grimm 

C++11 

asynchrone Aktionen 

override 

decltype Die Idee ist einfach und doch mächtig 

zugleich: Sie kapselt die Lebenszeit einer 

Move-Semantik 

Neue Container 

auto 

zu überwachenden Ressource in einem 

Variadic Templates 

lokalen Objekt. Im Konstruktor des Ob- 

bind jekts wird die Ressource erzeugt und im 

Type Traits 

Destruktor gelöscht. 

C++11 

Alias Templates 

Tuple Da die C++-Laufzeit die Lebenszeit des 

Objekts, das Objekt wiederum die Le- 

default 

function 

benszeit der kritischen Ressource verwal- 

Range-basierte 

C++11 

tet, wird die Ressource automatisch ge- 

nullptr 

For-Schleife 

löscht. So überwachen die Smart Pointer 

Zufallszahlen 

Zeitbibliothek die Lebenszeit ihres dynamisch allokier- 

delete 

final 

ten Speicherbereichs und die Locks 

Benutzerdefinierte Literale 

Smart Pointer »std::lock_guard« und »std::unique_lock« 

Hashtabellen 

static_assert 

reguläre Ausdrücke 

[2] die Lebenszeit ihres Mutex, um 

Threads Deadlocks zu vermeiden. 

Lambda-Funktionen 

Array 

Listing 1 soll das deterministische Konstruktor- 

und Destruktor-Verhalten der 

Klasse »ResourceGuard« verdeutlichen. 

„Zahle nicht für das, was du nicht nutzt“, 

betont der C++-Erfinder Bjarne Stroustrup 

gerne [1]. Daher ist es nur konsequent, 

dass auch C++11 statt einer impliziten 

nicht mehr benötigt. Während dieser Artikel 

»std::unique_ptr« vorstellt, wird sich 

der nächste in der Reihe mit »std::shared_ 

ptr« beschäftigen. 

Der Konstruktor in Zeile 7 erzeugt das 

dynamische Array, der Destruktor (Zeile 

11) gibt es wieder frei. Da das Beispiel 

Instanzen der Klasse »ResourceGuard« 

Garbage Collection eine explizite Speicherverwaltung 

als lokale Objekte verwendet, rufen sie 

mit den neuen Smart 

RAII-Idiom 

den Destruktor auf, sobald sie ihren Gültigkeitsbereich 

verlassen. Dies geschieht 

Pointern »unique_ptr« und »shared_ptr« 

anbietet. Dabei implementiert der Unique 

Pointer den exklusiven Zugriff auf seinen 

Speicherbereich, der Shared Pointer einen 

Referenzzähler auf diesen. Ihnen ist 

gemeinsam, dass sie ihre Ressource automatisch 

löschen, wenn das Programm sie 

Die intelligenten Zeiger in C++11 verwalten 

automatisch den Speicherbereich 

der ihnen anvertrauten Ressource gemäß 

RAII-Idiom, die Abkürzung steht für Resource 

Acquisition Is Initalization. Dieses 

Idiom kommt in C++ gerne zum Einsatz. 

beim Objekt »resGuard(10000)« (Zeile 21) 

nach Verlassen der Main-Funktion, beim 

Objekt »resGuard2(200000)« am Ende 

des Bereichs in Zeile 25. In Abbildung 

1 lässt sich das dynamische Verhalten 

schön nachvollziehen. 

Listing 1: Speichermanagement mit RAII-Idiom 

01 #include 

02 using std::endl; 

03 using std::cout; 

04 

05 class ResourceGuard{ 

06 public: 

07 ResourceGuard(int i){ 

08 myIntArray= new int[i]; 

09 cout

Probelesen 

ohne risiko 

Abbildung 1: Das RAII-Idiom angewandt: Beim Verlassen 

des Gültigkeitsbereichs gibt der Resource 

Guard die Ressourcen frei. 

Insgesamt bietet C++11 vier intelligente 

Zeiger an. Einerseits rundet der 

»std::weak_ptr« die Funktionalität des 

»std::shared_ptr« ab, denn er hilft dabei, 

zyklische Referenzen des Shared Pointer 

aufzubrechen. Solche Referenzen verhindern, 

dass der Referenzzähler den 

Wert 0 erreichet. Dies wäre aber die Bedingung, 

um die Ressource zu löschen. 

Andererseits erbt C++11 von C++ den 

»std::auto_ptr«. 

Im neuen Sprachstandard gilt dieser Auto 

Pointer allerdings als deprecated, denn er 

schleppt ein konzeptionelles Problem mit 

sich herum: Wenn er kopiert wird, wendet 

er heimlich Move-Semantik [3] an. 

Bevor sich der Artikel den Details rund 

um »std::auto_ptr« und »std::unique_ptr« 

widmet, stellt Tabelle 1 die vier Smart 

Pointer im Überblick dar. 

Zeiger-Kunde 

Tabelle 1: Smart Pointer im Überblick 

Name Standard Beschreibung 

auto_ptr C++98 Besitzt die Exklusiv-Ressource. 

Abbildung 2: Gefährlich: Der Auto Pointer verursacht 

unerwünscht einen Null Pointer. 

Im neuen C++11 dient »std::unique_ptr« 

als Ersatz für den »std::auto_ptr« aus 

C++, der – wie oben beschrieben – gefährliche 

Nebenwirkungen besitzt. Diese 

lassen sich an dem einfachen Beispiel in 

Listing 2 demonstrieren, das dennoch 

Überraschungen birgt. Zeile 23 initialisiert 

einen Auto Pointer mit dessen allokierter 

Integer-Ressource: 

auto_ptr autoPtr1{new int(2011)} 

Abbildung 2 zeigt die Adresse des Speicher 

bereichs und seinen Wert. 

Verwendet der Programmierer »auto- 

Ptr1« wie in Zeile 28, um »autoPtr2« 

zu initialisieren, nimmt das Unheil 

sein Lauf: Der Aufruf »auto_ptr 

autoPtr2(autoPtr1)« verschiebt die Ressource 

von »autoPtr1« nach »autoPtr2«. 

Doch »autoPtr1.get()« verweist im Unterschied 

zu »autoPtr2.get()« auf keinen 

Wert mehr und lässt sich somit auch 

nicht ausgeben. Der Funktionsaufruf von 

»catchResour ce(autoPtr2)« in Zeile 34 

veranlasst, dass »autoPtr2« kopiert wird. 

Das verschiebt die Ressource. Nun ist »localInt« 

in Zeile 17 der exklusive Besitzer 

von » newInt(2011)«. In der Abbildung 

3 ist die heimliche Move-Semantik des 

»std::auto_ptr« dargestellt. 

Natürlich kann der Entwickler das fehlerträchtige 

Kopieren von »std::auto_ptr« 

mit viel Disziplin vermeiden, doch besser 

ist es, wenn der Compiler das Kopieren 

gar nicht zulässt. Hier beginnt die Geschichte 

des neuen »std::unique_ptr«. 

Verschiebt beim Kopieren heimlich die Ressource. 

unique_ptr C++11 Besitzt die Exklusiv-Ressource. 

Lässt sich nicht kopieren. 

Verwaltet nicht kopierbare Objekte (Threads, Locks, Dateien …). 

shared_ptr C++11 Besitzt einen Referenzzähler auf eine gemeinsam genutzte Ressource. 

Verwaltet automatisch den Referenzzähler. 

Löscht die Ressource, sobald der Referenzzähler den Wert 0 besitzt. 

weak_ptr C++11 Hilft zyklische Referenzen von »shared_ptr« aufzulösen. 

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Programmieren 

www.linux-magazin.de C++11 02/2013 

92 

01 #include 

02 #include 

03 #include 

04 



07 using std::string; 

08 using std::auto_ptr; 

09 

autoPtr1 

new int(2011) 

Der »std::unique_ptr« in C++11 ist der 

bessere Smart Pointer [4]. Er besitzt ein 

sehr ähnliches Interface wie »std::auto_ 

ptr« [5]. Listing 3 zeigt, wie einfach 

sich der Unique Pointer einsetzen lässt, 

ohne die Risiken des alten Auto Pointer 

in Kauf zu nehmen. Der Wrapper »MyInt« 

macht das Löschen der Ressourcen auf 

dem Terminal sichtbar. Abbildung 5 zeigt 

die Ausgabe. Der Ausdruck 

unique_ptr uniquePtr2{U 

move(uniquePtr1) } 

in Zeile 28 verschiebt die Ressource von 

»uniquePtr1« nach »uniquePtr2«. Das ist 

exemplarisch in der Abbildung 4 dar- 

10 void printAutoPtr(const string& name, const 

auto_ptr& autoPtr){ 

11 cout

mit »malloc()« allokiert und muss daher 

wieder mit »free« freigegeben werden: 

int* ptr=(int*)malloc(sizeof(int)); 

unique_ptr intptr; 

Unique Pointer besitzen zudem eine Template-Spezialisierung 

für Arrays. Damit 

lässt sich einfach ein »std::unique_ptr« 

von Integern definieren. Als Default- 

Löschfunktion kommt dabei »delete []« 

zum Einsatz: 

unique_ptr intArray (new int[4]); 

intArray[0]=1998; 




Während der »std::unique_ptr« den Lebenszyklus 

genau einer Ressource überwacht, 

stellt der »std::shared_ptr« den typischen 

Anwendungsfall für einen Smart 

Pointer dar. Er bietet einen Referenzzähler 

auf eine gemeinsam genutzte Variable 

an, die automatisch mitzählt, wie viele 

Listing 3: »std::unique_ptr« 

01 #include 

02 #include 

03 

04 using std::ostream; 



07 using std::unique_ptr; 

08 using std::move; 

09 

10 struct MyInt{ 

11 MyInt(int i):i_(i){} 

12 

13 ~MyInt(){ 

14 cout

Programmieren 

www.linux-magazin.de Perl-Snapshot 02/2013 

94 

Onlinebücherei 

Bequem zum richtigen Buch 

Um Onlinedokumente auf Google Drive mit Tags zu versehen, legt ein Skript mit Hilfe zweier APIs Metadaten 

auf Evernote ab. Damit kann der Benutzer beispielsweise seine in der Cloud gelagerten E-Books nach Kategorien 

durchsuchen. Michael Schilli 

© Gennadiy Poznyakov, 123RF.com 

Die gewünschten Metadaten legt Evernote 

als Tags ab, die es Notes zuweist. 

Der Anwender vergibt Tags entweder mit 

der Maus im Webbrowser auf Evernote. 

com (Abbildung 3) oder mit einem der 

vielen Clients auf Windows-, Mac- oder 

Mobilgeräten. Auch das API weist Notes 

API-generierte Tags zu. 

Bleibt zu klären, wie die Einträge für die 

PDF-Dateien in die Evernote-Datenbank 

kommen. Das vorgestellte Skript (Listing 

1) legt von allen lokal gefundenen PDF- 

Dateien ein Jpg-Bild der Titelseite an und 

lädt es in einen Note-Eintrag im Folder 

»50‐Ebooks« meines Evernote-Accounts 

hoch (Abbildung 2). Nachdem ich mit 

der Maus Tags auf die Einträge gezogen 

habe, kann ich mit Evernotes Suchfunktion 

Einträge auswählen (Abbildung 4). 

Wie vor zwei Monaten an gleicher Stelle 

[2] erörtert, liegen meine ehemaligen 

Papierbücher jetzt als PDFs auf Google 

Drive. Die Liste meiner digitalisierten Folianten 

am PC-Bildschirm zu durchstöbern 

ist kein Problem. Sitze ich aber vor 

meinem mobilen Lesegerät und möchte 

in der Onlinebibliothek schmökern, ist 

die lange Textliste in Abbildung 1 unpraktisch. 

Was fehlt, ist ein Mechanismus, mit 

dem ich zum Beispiel gelesene Bücher als 

solche markieren kann. 

Helfen würde es auch, großformatige Bücher 

– Informatik-Literatur mit langen 

Programmlistings beispielsweise – extra 

zu kennzeichnen, da ihre Darstellung 

auf Mobiltelefonen mies ist. Wenn ich 

an der Supermarktkasse Schlange stehe, 

will ich auf dem Smartphone am liebsten 

nur kleinformatige Werke angeboten bekommen, 

mit denen das Minidisplay am 

besten klarkommt. 

Auf Google Drive fehlen also Tags, die 

Dateien mit Eigenschaften versehen. Ein 

»finished«-Tag für ganz gelesene Werke, 

ein »active«-Tag für halb gelesene und ein 

»pocket«-Tag für Taschenbücher, die auch 

auf einem Smartphone gut zu lesen sind. 

Dann könnte jeder Benutzer nach seinen 

Vorlieben Bücher mit bestimmten Tags 

auflisten und zügig auswählen. 

Bis die Google-Entwickler in die Gänge 

kommen, fällt meine Wahl auf die Applikation 

Evernote. Sie ist auf allen Geräten 

verfügbar, auf denen auch Google Drive 

läuft, und speichert, wie vor einiger Zeit 

hier erörtert ([3], [4]), beliebige Daten in 

„Note“ genannten Einträgen, die wiederum 

in „Notebooks“ genannten Ordnern 

liegen. Außerdem bietet der Evernote- 

Dienst ein API auf den Datenspeicher 

an, sodass Programmierer ohne Weiteres 

Hunderte oder Tausende Einträge maschinengesteuert 

anlegen können. 

Einfacher als Oauth 

Nach dem Erscheinen der Perl-Snapshots 

([3], [4) hat Evernote leider von Passwort-basierter 

Authentisierung auf Oaut h 

2 umgestellt. Wegen des geänderten API 

funktionieren die Skripte von damals 

nicht mehr und neue Applikationen zu 

entwickeln gestaltet sich etwas aufwändiger 

als zuvor. 

Doch haben die Evernote-Entwickler ein 

Einsehen mit Hobbybastlern, die statt 

Daten von wildfremden App-Kunden 

nur ihre eigenen Accounts manipulieren 

wollen. Freizeitschrauber dürfen sich 

nämlich unter [5] einen so genannten 

Developer-Token abholen. Der Textstring 

Online PLUS 

In einem Screencast demonstriert 

Michael Schilli das Beispiel: [http:// 

www.linux-magazin.de/plus/2013/02]

lässt sich lokal speichern 

und gewährt 

ähnlich wie ein Passwort 

Zugang zu genau 

einem Evernote- 

Datenspeicher. 

Listing 1 zieht als wichtigstes 

CPAN-Modul 

Net::Evernote::Simple 

herein, das der Einfachheit 

halber das 

offizielle Evernote- 

Thrift-API schon enthält. 

Eine Yaml-Datei 

namens »~/.evernote. 

yml« im Homeverzeichnis des Users enthält 

unter dem Eintrag »dev_token« den 

Developer-Token, den sich der auf Evernote 

eingeloggte User unter [5] abgeholt 

hat. In Zeile 18 liefert die Methode 

»note_store()« ein Objekt, mit dem der 

User direkt Evernote-API-Funktionen aufrufen 

darf, die der Evernote-Server intern 

als Webrequests geschickt bekommt. 

Abbildung 1: Michael Schillis Bibliothek auf Google Drive erscheint bislang 

nur als graue PDF-Liste gescannter Papierbücher. 

Zeile 20 ermittelt über »en_folder_id()« 

die GUID des Notebooks »50‐Ebooks«, 

das der User auf Evernote schon angelegt 

hat. Ab Zeile 115 ruft sie zunächst 

die API-Funktion »listNotebooks()« auf, 

übergibt den Developer-Token und erhält 

eine Liste aller Notebooks des Accounts. 

Die If-Bedingung in Zeile 123 filtert das 

Gesuchte heraus. Die Methode »guid()« 

Abbildung 2: Mit Hilfe eines API-Skripts zeigt Evernote 

die Bücher der Bibliothek nun mit Titelbild und 

Tagging-Funktion. 

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www.linux-magazin.de Perl-Snapshot 02/2013 

96 

extrahiert daraus die GUID und gibt sie 

ans Hauptprogramm zurück. 

Schrittweise abpumpen 

Bei jedem Aufruf holt das Skript mit »en_ 

folder_notes()« alle im Notebook »50‐E - 

books« auf Evernote gespeicherten Notes 

ab und iteriert über die lokal gespeicherten 

E-Book-PDFs. Das Gleiche ließe sich 

auch mit Cloud-PDFs auf Google Drive 

erreichen. Wie auch immer, das Programm 

findet raus, welche lokalen PDFs 

noch nicht in Evernote liegen. 

Für jedes gefundene Dokument legt die in 

Zeile 36 aufgerufene Funktion »en_add()« 

eine neue Evernote-Note an. Die Funktion 

»en_folder_notes()« erzeugt zum 

Finden der Einträge in einem Notebook 

einen Filter, der die Notebook-GUID vorgibt, 

und holt dann jeweils 50 Einträge 

auf einmal ab. Kommen tatsächlich 50 

zurück, erhöht sie den Zähler »$offset« 

und fragt abermals nach. 

Da Net::Evernote::Simple das Evernote- 

API enthält, muss die Library im Modulraum 

das gleichnamige Präfix vorsehen. 

Modulnamen wie EDAMTypes::Data gera- 

Abbildung 3: Im Browser hat der User dem Buch „Der App-Entwickler Crashkurs“ 

die Tags »computer‐book« und »finished‐book« zugewiesen. 

ten wegen des führenden 

Präfix etwas länglich. 

Da die Spaltenbreite 

beim gedruckten 

Listing 1 begrenzt 

ist, stellen die Zeilen 

46 bis 54 die erforderlichen 

Modulnamen 

des API zeilenweise 

zusammen und ziehen 

dann die Modu le mit 

»require« herein. Normale 

Skripte würden 

einfach »use Net::... 

::Data« benutzen. 

Das neben dem Bücher-Dateinamen 

ebenfalls benötigte Jpg-Bild der Titelseite 

fieselt die Funktion »title_pic()« unter tätiger 

Mithilfe des Utility »pdftk« aus den 

PDF-Dateien heraus. »convert« aus dem 

Imagemagick-Fundus wandelt die PDF- 

Titelseite in Zeile 107 in ein Jpg-Foto um. 

Beide Utilities sind mit einem Paketmanager 

wie »apt‐get« schnell installiert. 

Das Anlegen einer neuen Note in Evernote 

mit einer eingebetteten Jpg-Datei erfordert 

etwas XML, wie »en_add()« ab Zeile 

41 nahelegt. Zunächst schlürft die Funktion 

»slurp« aus dem Fundus des CPAN- 

Moduls Sysadm::Install die Jpg-Daten in 

die Variable »$content«. Diese Rohdaten 

nimmt die Methode »body()« der Klasse 

EDAMTypes::Data entgegen und verlangt 

außerdem einen MD5-Hash des Inhalts, 

den die Funktion »md5_hash()« aus dem 

CPAN-Modul Digest::MD5 herzustellen in 

der Lage ist. Auch die Dateigröße in Bytes 

ist einzutüten. 

Aus der Datenklasse formen die Zeilen 66 

bis 69 ein Objekt der Klasse EDAMTypes- 

::Resource. Diese wiederum packt die 

Listing 1: »github‐push‐receiver.cgi« 

001 #!/usr/local/bin/perl ‐w 

002 use strict; 

003 use Net::Evernote::Simple; 

004 use Log::Log4perl qw(:easy); 

005 use File::Basename; 

006 use File::Temp qw( tempfile ); 

007 use Digest::MD5 qw( md5_hex ); 

008 use Sysadm::Install qw( :all ); 

009 

010 Log::Log4perl‐>easy_init( $INFO ); 

011 

012 my( $HOME ) = glob "~"; 

013 

014 my $EN_FOLDER = "50‐Ebooks"; 

015 my $BOOKS_DIR = "$HOME/books"; 

016 

017 my $enote = Net::Evernote::Simple‐>new(); 

018 my $enstore = $enote‐>note_store(); 

019 

020 my $en_folder_id = en_folder_id( 

021 $enote, $enstore ); 

022 

023 my %en_books = map { $_ => 1 } 

024 en_folder_notes( $enote, $enstore, 

025 $en_folder_id ); 

026 

027 for my $pdf ( ) { 

028 my $file = basename $pdf; 

029 (my $title = $file ) =~ s/\.pdf$//; 

030 

031 if( exists $en_books{ $title } ) { 

032 DEBUG "$title already in Evernote"; 

033 next; 

034 } 

035 

036 en_add( $enote, $enstore, $title, 

037 title_pic( $pdf ), $en_folder_id ); 

038 } 

039 

040 ########################################### 

041 sub en_add { 

042 ########################################### 

043 my( $enote, $enstore, $title, 

044 $title_pic, $en_folder_id ) = @_; 

045 

046 my $PRFX = "Net::Evernote::Simple::" . 

047 "EDAMTypes::"; 

048 my $data_class = $PRFX . "Data"; 

049 my $resource_class = $PRFX . "Resource"; 

050 my $note_class = $PRFX . "Note"; 

051 

052 eval "require $data_class"; 

053 eval "require $resource_class"; 

054 eval "require $note_class"; 

055 

056 INFO "Adding $title to Evernote"; 

057 

058 my $data = $data_class‐>new(); 

059 

060 my $content = slurp $title_pic; 

061 $data‐>body( $content ); 

062 my $hash = md5_hex( $content ); 

063 $data‐>bodyHash( $hash ); 

064 $data‐>size( length $content ); 

065 

066 my $r = $resource_class‐>new(); 

067 $r‐>data( $data ); 

068 $r‐>mime( "image/jpeg" ); 

069 $r‐>noteGuid( "" ); 

070 

071 my $note = $note_class‐>new(); 

072 $note‐>title( $title ); 

073 $note‐>resources( [$r] ); 

074 $note‐>notebookGuid( $en_folder_id ); 

075 

076 my $enml =

Abbildung 4: Sind die Tags »fun‐book« und »pocket‐book« gesetzt, zeigt 

die Suche nur unterhaltsame Taschenbücher. 

Methode »resources()« in ein Objekt der 

Klasse EDAMTypes::Note. Jede Evernote- 

Notiz besteht aus einer Anzahl dieser 

Ressourcen, auf welche die Notes verlinken, 

damit Browser und Evernote- 

Applikationen sie als Teil der Note anzeigen 

können. Am Ende stopft die Zeile 

86 das weiter oben angegebene XML in 

den Contentbereich der Note, damit die 

Inhalte ein Format bekommen. 

Ein abschließender Aufruf der API-Funktion 

»createNote()« mit dem Developer- 

Token spielt die neue 

Note auf dem Evernote-Server 

ein. 

Download-Link 

implantieren 

Mit dem in [2] vorgestellten 

Google-Drive- 

API lässt sich in Listing 

1 leicht ein Downloadlink 

in jeden Evernote-Eintrag 

einbauen, 

der auf das PDF-Dokument 

zeigt. Dazu liefert 

das API für gefundene 

Dateien ein »downloadUrl«-Feld mit 

einem HTTPS-Link auf den Google-Server. 

Im Link ist der Query-Parameter 

»gd=true« gesetzt. Wer ihn entfernt und 

im Browser klickt, lädt die Drive-Datei 

auf sein lokales Gerät herunter. 

Zur Performance-Optimierung lassen sich 

die Dokumente, wie in [2] vorgeschlagen, 

aufgesplittet ablegen und geeignet 

verlinken. Nun können Lesewütige auch 

unterwegs Bücher häppchenweise herunterladen 

und losschmökern. (jk) n 

Infos 

[1] Listings zu diesem Artikel: [ftp:// www. 

linux‐magazin. de/ pub/ listings/ magazin/ 

2013/ 02/ Perl] 

[2] Michael Schilli, „Papierbuch am Ende“: 

Linux-Magazin 12/2012, S. 102, [http:// 

www. linux‐magazin. de/ Ausgaben/ 2012/ 12/ 

Perl‐Snapshot] 

[3] Michael Schilli, „Zettels Trauma“: 


[4] Michael Schilli, „Unvergesslich“: 


[5] Evernote gibt Developer-Tokens zum privaten 

Datenzugriff aus: [http:// dev. evernote. 

com/ documentation/ cloud/ chapters/ 

Authentication. php# devtoken] 

Der Autor 

Michael Schilli arbeitet 

als Software-Engineer bei 

Yahoo in Sunnyvale, Kalifornien. 

In seiner seit 1997 

laufenden Kolumne forscht 

er jeden Monat nach praktischen 

Anwendungen der Skriptsprache Perl. 

Unter [mschilli@perlmeister. com] beantwortet 

er gerne Fragen. 

Perl-Snapshot 02/2013 

Programmieren 


97 

085 

086 $note‐>content( $enml ); 

087 

088 $enstore‐>createNote( 

089 $enote‐>dev_token(), $note ); 

090 } 

091 

092 ########################################### 

093 sub title_pic { 

094 ########################################### 

095 my( $in_pdf ) = @_; 

096 

097 my ($fh1, $pdf_file) = tempfile( 

098 SUFFIX => '.pdf', UNLINK => 1 ); 

099 

100 my ($fh2, $jpg_file) = tempfile( 

101 SUFFIX => '.jpg', UNLINK => 1 ); 

102 

103 tap { raise_error => 1 }, 

104 "pdftk", "A=$in_pdf", "cat", "A1", 

105 "output", $pdf_file; 

106 

107 tap { raise_error => 1 }, 

108 "convert", "‐resize", "100x", 

109 $pdf_file, $jpg_file; 

110 

111 return $jpg_file; 

112 } 

113 

114 ########################################### 

115 sub en_folder_id { 

116 ########################################### 

117 my( $enote, $store ) = @_; 

118 

119 my $notebooks = $enstore‐>listNotebooks( 

120 $enote‐>dev_token() ); 

121 

122 for my $notebook (@$notebooks) { 

123 if ( $notebook‐>name() eq $EN_FOLDER ){ 

124 return $notebook‐>guid(); 

125 } 

126 } 

127 

128 die "$EN_FOLDER not found"; 

129 } 

130 

131 ########################################### 

132 sub en_folder_notes { 

133 ########################################### 

134 my( $enote, $store, $en_folder_id ) = @_; 

135 

136 my $filter_class = "Net::Evernote::" . 

137 "Simple::EDAMNoteStore::NoteFilter"; 

138 eval "require $filter_class"; 

139 

140 my $filter = $filter_class‐>new(); 

141 $filter‐>notebookGuid( $en_folder_id ); 

142 

143 my @titles = (); 

144 

145 my $max_per_call = 50; 

146 

147 for( my $offset = 0; ; 

148 $offset += $max_per_call ) { 

149 

150 my $note_list = $store‐>findNotes( 

151 $enote‐>dev_token(), 

152 $filter, $offset, $max_per_call ); 

153 

154 my $notes_found = 0; 

155 

156 for my $note ( 

157 @{ $note_list‐>{ notes } } ) { 

158 $notes_found++; 

159 

160 push @titles, $note‐>title(); 

161 } 

162 

163 last if $notes_found != $max_per_call; 

164 } 

165 

166 return @titles; 

167 }

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Computersysteme Gmeiner 95643 Tirschenreuth, Fischerhüttenweg 4 09631-7000-0 www.gmeiner.de √ √ √ √ √ 

RealStuff Informatik AG CH-3007 Bern, Chutzenstrasse 24 0041-31-3824444 www.realstuff.ch √ √ √ 

CATATEC CH-3013 Bern, Dammweg 43 0041-31-3302630 www.catatec.ch √ √ √ 

Syscon Systemberatungs AG CH-8003 Zürich, Zweierstrasse 129 0041-44-4542010 www.syscon.ch √ √ √ √ √ 

Würth Phoenix GmbH IT-39100 Bozen, Kravoglstraße 4 0039 0471 56 41 11 www.wuerth-phoenix.com √ √ √ √ 

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www.linux-magazin.de Inserenten 02/2013 

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Inserentenverzeichnis 

1&1 Internet AG http://www.einsundeins.de 10 

1blu AG http://www.1blu.de 35 

ADMIN http://www.admin-magazin.de 73, 81 

Android User GY http://www.android-user.de 101 

Deutsche Messe AG http://www.cebit.de 21 

EasyLinux http://www.easylinux.de 102 

embedded projects GmbH http://www.embedded-projects.net 101 

Fernschule Weber GmbH http://www.fernschule-weber.de 103 

Ico Innovative Computer GmbH http://www.ico.de 25 

Linux Magazine http://www.linux-magazine.com 103 

Linux-Magazin Academy 

http://www.academy.linux-magazin.de 

15, 22, 103 

Linux-Magazin Online http://www.linux-magazin.de 77 

LinuxUser http://www.linuxuser.de 79, 91 

Netways GmbH http://www.netways.de 39 

Chemnitzer Linux-Tage http://chemnitzer.linux-tage.de 41 

Pluspol GmbH http://www.pluspol.de 57 

PlusServer AG http://www.plusserver.de 54, 68, 86, 98 

Schlittermann internet & unix support http://schlittermann.de 101 

Spenneberg Training & Consulting http://www.spenneberg.com 103 

Stockmayer GmbH http://www.stockmayer.de 103 

Strato AG http://www.strato.de 1, 2, 17 

Medialinx AG http://www.medialinx-gruppe.de 59 

Linux User Spezial http://www.linux-user.de/spezial 95 

Linux-Hotel http://www.linuxhotel.de 27 

Linux-Magazin http://www.linux-magazin.de 51, 107 

Thomas Krenn AG http://www.thomas-krenn.com 108 

Ubuntu User http://www.ubuntu-user.de 93 

Einem Teil dieser Ausgabe liegen Beilagen der Firma HACKATTACK IT SECURITY 

GmbH (http://www.hackattack.com ) bei. Wir bitten unsere Leser um freundliche 

Beachtung. 

Veranstaltungen 

26.10.2012-09.04.2013 

Concurso Univ. de SwL – Desarrollo 

National, Spain 

http://www.concursosoftwarelibre.org 

17.-18.01.2013 

Univention Summit 2013 

Bremen 

http://www.univention.de 

28.01.-02.02.2013 

Linux Conf Au 

Canberra, Australien 

http://linux.conf.au 

29.-30.01.2013 

Cloud Expo Europe 2013 

Olympia National Hall, London 

http://www.cloudexpoeurope.com 

02.-03.02.2013 

Fosdem 

Brüssel 

https://fosdem.org/2013/ 

05.-06.02.2013 

M-Days 

Frankfurt 

http://www.m-days.com 

07.-08.02.2013 

Apps World North America 

San Francisco, CA 

http://www.apps-world.net/northamerica 

19.-20.02.2013 

DFN Workshop Sicherheit in vernetzten Systemen 

Hamburg 

http://www.dfn-cert.de 

22.-24.02.2013 

SCaLE 11x 

Los Angeles, CA, USA 

http://www.socallinuxexpo.org/scale11x/ 

26.02.-01.03.2013 

GUUG FFG 2013 

Fachhochschule Frankfurt am Main 

60318 Frankfurt am Main, Deutschland 

http://www.guug.de/veranstaltungen/ffg2013/ 

05.-09.03.2013 

CeBIT 2013 

30521 Hannover, Deutschland 

http://www.cebit.org 

16.-17.03.2013 

Chemnitzer Linux-Tage 2013 

09126 Chemnitz, Deutschland 

http://chemnitzer.linux-tage.de 

02.-22.04.2013 

Concurso Univ. de SwL – Evaluación 

Sevilla, Spain 


20.04.2013 

Grazer Linuxtage 2013 

8020 Graz, Österreich 

http://www.linuxtage.at 

10.-11.05.2013 

Concurso Univ. de SwL – Final 

Granada, Spain 


22.-25.05.2013 

LinuxTag 2013 

Messegelände Berlin, Halle 7 

14055 Berlin, Deutschland 

http://www.linuxtag.org 

13.-19.07.2013 

Akademy 2013 

Bilbao, Spain 

http://akademy2013.kde.org 

01.-08.08.2013 

Guadec 2013 

Brno, Czech Republic 

http://guadec.org

Impressum 

Linux-Magazin eine Publikation der Linux New Media, einem 

Geschäftsbereich der Medialinx AG 

Redaktionsanschrift Putzbrunner Str. 71 

81739 München 

Tel.: 089/993411-0 

Fax: 089/993411-99 oder -96 

Internet 


E-Mail 

redaktion@linux-magazin.de 

Geschäftsleitung 

Chefredakteur 

stv. Chefredakteure 

Redaktionsltg. Online 

Brian Osborn (Vorstand), bosborn@medialinx-gruppe.de 

Hermann Plank (Vorstand), hplank@medialinx-gruppe.de 

Jan Kleinert (V.i.S.d.P.), jkleinert@linux-magazin.de (jk) 

Markus Feilner, mfeilner@linux-magazin.de (mfe) 

Mathias Huber, mhuber@linux-magazin.de (mhu) 

Mathias Huber, mhuber@linux-magazin.de (mhu) 

Print- und Onlineredaktion 

Aktuell, Forum, Software, 

Programmierung Mathias Huber, mhuber@linux-magazin.de (mhu) 

Sysadmin, Know-how Markus Feilner, mfeilner@linux-magazin.de (mfe) 

Ständige Mitarbeiter Fred Andresen, Zack Brown, Mela Eckenfels, Heike Jurzik (hej), 

Anika Kehrer (ake), Peter Kreußel, Charly Kühnast, 

Martin Loschwitz, Michael Schilli, Tim Schürmann, 

Mark Vogelsberger, Uwe Vollbracht, Arnold Zimprich (azi) 

Schlussredaktion 

Grafik 

Bildnachweis 

DELUG-DVD 

Chefredaktionen 

International 

Produktion 

Onlineshop 

Abo-Infoseite 

Abonnenten-Service 

ISSN 1432 – 640 X 

Jürgen Manthey 

Mike Gajer, Klaus Manuel Rehfeld, Judith Erb (Art Director) 

xhoch4, München (Titel-Illustration) 

123RF.com, Fotolia.de, Photocase.com, Pixelio.de und andere 

Thomas Leichtenstern, tleichtenstern@linux-magazin.de (tle) 

Linux Magazine International 

Joe Casad (jcasad@linux-magazine.com) 

Linux Magazine Poland 

Artur Skura (askura@linux-magazine.pl) 

Linux Magazine Spain 

Paul C. Brown (pbrown@linux-magazine.es) 

Linux Magazine Brasil 

Rafael Peregrino (rperegrino@linuxmagazine.com.br) 

Christian Ullrich, cullrich@linux-magazin.de 

www.medialinx-shop.de 

www.linux-magazin.de/Produkte 

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Tel.: 07131/27 07 274 

Fax: 07131/27 07 78 601 

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No-Media-Ausgabe 4 5,95 4 6,70 Sfr 11,90 (siehe Titel) 

DELUG-DVD-Ausgabe 4 8,50 4 9,35 Sfr 17,— (siehe Titel) 

Jahres-DVD (Einzelpreis) 4 14,95 4 14,95 Sfr 18,90 4 14,95 

Jahres-DVD (zum Abo 1 ) 4 6,70 4 6,70 Sfr 8,50 4 6,70 

Mini-Abo (3 Ausgaben) 4 3,— 4 3,— Sfr 4,50 4 3,— 

Jahresabo No Media 4 63,20 4 71,50 Sfr 99,96 4 75,40 

Jahresabo DELUG-DVD 4 87,90 4 96,90 Sfr 142,80 4 99,90 

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Heft-PDF Einzelausgabe 4 5,95 4 5,95 Sfr 7,70 4 5,95 

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DigiSub (zum Printabo) 4 12,— 4 12,— Sfr 12,— 4 12,— 

HTML-Archiv (zum Abo 1 ) 4 12,— 4 12,— Sfr 12,— 4 12,— 

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Mega-Kombi-Abo 2 4 143,40 4 163,90 Sfr 199,90 4 173,90 

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mit LinuxUser-Abo (DVD) und beiden Jahres-DVDs, inkl. DELUG-Mitgliedschaft (monatl. 

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Schüler- und Studentenermäßigung: 20 Prozent gegen Vorlage eines Schülerausweises 

oder einer aktuellen Immatrikulationsbescheinigung. Der aktuelle Nachweis ist bei 

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Pressemitteilungen 

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Der Begriff Unix wird in dieser Schreibweise als generelle Bezeichnung für die Unixähnlichen 

Betriebssysteme verschiedener Hersteller benutzt. Linux ist eingetragenes 

Marken zeichen von Linus Torvalds und wird in unserem Markennamen mit seiner 

Erlaubnis verwendet. 

Eine Haftung für die Richtigkeit von Veröffentlichungen kann trotz sorgfältiger Prüfung 

durch die Redaktion vom Verlag nicht übernommen werden. Mit der Einsendung von 

Manus kripten gibt der Verfasser seine Zustimmung zum Abdruck. Für unverlangt 

eingesandte Manuskripte kann keine Haftung übernommen werden. 

Das Exklusiv- und Verfügungsrecht für angenommene Manuskripte liegt beim Verlag. Es 

darf kein Teil des Inhalts ohne ausdrückliche schriftliche Genehmigung des Verlags in 

irgendeiner Form vervielfältigt oder verbreitet werden. 

Copyright © 1994 – 2013 Medialinx AG 

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GnuPG-Schlüssel der Linux-Magazin-Redaktion: 

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Key fingerprint = C60B 1C94 316B 7F38 E8CC E1C1 8EA6 1F22 44F0 F2B3 

Public-Key der DFN-PCA: 

pub 2048R/7282B245 2007-12-12, 

DFN-PGP-PCA, CERTIFICATION ONLY KEY (DFN-PGP-Policy: 2008-2009) 

 

Key fingerprint = 39 D9 D7 7F 98 A8 F1 1B 26 6B D8 F2 EE 8F BB 5A 

PGP-Zertifikat der DFN-User-CA: 

pub 2048R/6362BE8B (2007-12-12), 

DFN-PGP-User-CA, CERTIFICATION ONLY KEY (DFN-PGP-Policy: 2008-2009) 

 

Key fingerprint = 30 96 47 77 58 48 22 C5 89 2A 85 19 9A D1 D4 06 

Root-Zertifikat der CAcert: 

Subject: O=Root CA, OU=http://www.cacert.org, CN=CA Cert Signing Authority/ 

Email=support@cacert.org 

SHA1 Fingerprint=13:5C:EC:36:F4:9C:B8:E9:3B:1A:B2:70:CD:80:88:46:76:CE:8F:33 

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pub 1024D/65D0FD58 2003-07-11 [expires: 2033-07-03] 

Key fingerprint = A31D 4F81 EF4E BD07 B456 FA04 D2BB 0D01 65D0 FD58 

uid CA Cert Signing Authority (Root CA) 

Autoren dieser Ausgabe 

Konstantin Agouros Virtuos schalten 64 

Fred Andresen Namensvetter 74 

Bernhard Bablok Bash Bashing 88 

Bernhard Bablok Tux liest 78 

Ulrich Bantle Zahlen & Trends 12 

Zack Brown Zacks Kernel-News 18 

Mela Eckenfels Zeitreise 48 

Florian Effenberger Terminal 4 60 

Rainer Grimm Räumkommando 90 

Michael Kromer Sieger! 42 

Eva-Katharina Kunst Kern-Technik 82 

Charly Kühnast Präzise an Schnittstellen 63 

Martin Loschwitz An Katastrophen denken 36 

Andreas Möller Tux liest 78 

Jürgen Quade Kern-Technik 82 

Michael Schilli Bequem zum richtigen Buch 94 

Timo Schöler Zeit gewinnen 70 

Dr. Udo Seidel Speicher satt 30 

Dr. Udo Seidel Verteilte Objekte 24 

Uwe Vollbracht Tooltipps 56 

Carsten Zerbst Technisch und Agil 20

Service 

www.linux-magazin.de Vorschau 02/2013 03/2013 02/2013 01/2013 

106 

Vorschau 

03/2013 Dachzeile 

Kolab 3 

© olegunarua, 123RF 

Dauerbaustelle Distribution 

Neue Versionen von Linux-Distributionen herausbringen macht 

viel Arbeit. Dass Tausende Pakete auch auf Dauer gepflegt werden 

wollen, honorieren die wenigsten privaten Anwender. Das 

Thema Maintenance, also das stetige Einpflegen von Securitypatches 

und Bugfixes, bringt keinen Ruhm, ist für den produktiven 

Einsatz jedes Betriebssystems aber zwingend. 

Das nächste Magazin beurteilt die Qualität der kostspieligen 

Kärrnerarbeit großer Distributionen. Dazu analysieren die Tester, 

ob und wann die Maintainer auf Patches der weitläufigen 

Open-Source-Community reagieren, und betreiben Ursachenforschung. 

Außerdem berät die Redaktion Anwender, die ein 

Linux länger als fünf Jahre in Betrieb halten müssen. 

MAGAZIN 

Überschrift 

Kurz nach dieser Magazinausgabe und siebeneinhalb Jahre nach 

Version 2 soll die dritte Version des freien Groupware-Servers 

Kolab erscheinen. Ob sich Akonadi, Active Sync, bessere Performance 

und das Berücksichtigen von viel mehr Clients nach 

so langer Zeit als großer Wurf erweisen, lohnt es zu klären. 

Open Attic 

Die als Debian-Paket ausgelieferte Storage-Software kombiniert 

offene Schnittstellen, freien Code und eine Weboberfläche: 

Open Attic beherrscht Provisioning, Monitoring, Backups, 

blockorientiertes Speichermanagement, Snap shots, Deduplizierung 

und das automatische Spiegeln von Daten. 

Die Stecknadel im Heuhaufen 

Ein neuer Begriff für ein altes Problem: Big Data steht für Datenmassen, 

die der Mensch nicht überschauen und nur mit astronomischen 

Maßstäben quantifizieren kann. Programmierer, die 

Informationen aus solchen Textgebirgen herausfiltern müssen, 

finden mit Lucene ein Framework zum Indizieren und Suchen. 

Die Ausgabe 03/2013 

erscheint am 7. Februar 2013 

Ausgabe 02/2013 

erscheint am 17.01.2013 

© Zeusmedia, sxc.hu 

Linux im Netzwerk 

Ohne Netzwerk funktioniert heute kaum 

noch eine Anwendung sinnvoll. Speicher 

gibt es in der Cloud und viele Tools stehen 

ebenfalls als Web-App bereit. Aber wehe, 

wenn das vermeintliche Tor zum Land der 

unendlichen Möglichkeiten zu einem Einfallstor 

für Eindringlinge gerät. Damit es 

nicht so weit kommt, zeigen wir im kommenden 

Schwerpunkt, welche Barrieren vor dem unbemerkten Zugriff 

schützen, wie Sie trotzdem einen performanten Zugriff auf Ihre 

Daten im Internet erreichen und wie Sie im lokalen Netz jederzeit die 

Kontrolle über Traffic und Clients behalten. 

Writer2Latex 

Mit Latex erstellen Sie Dokumente im perfekten Drucklayout. Das 

Problem liegt in den oft kryptischen Befehlen, die bislang den breiten 

Einsatz des Satzsystems verhindert haben. Mit Writer2Latex steht ein 

Satz Makros bereit, der den Export direkt aus Libre Office erlaubt. 

E-Books im Eigenbau 

Ob selbst geschriebene Prosa, Handbuch oder Fachliteratur – mit Sigil 

bringen Sie Texte unkompliziert in die richtige Form für den Export 

als E-Book. Dabei unterstützt Sie die Software bei der Eingabe 

wichtiger Metadaten und prüft, ob das Ergebnis den Richtlinien für 

die Formate entspricht. Das spart viel Zeit und Nerven, die Sie besser 

zum Erstellen der Inhalte nutzen. 

Gnome Boxes 

Das neue Pferd im Virtualisierungsstall 

heißt Gnome Boxes 

und kommt mit wenigen Schaltflächen 

aus. Ob die aber reichen, 

um im Alltag sinnvoll mit dem 

Frontend für Libvirt zu arbeiten, 

und wie sich die Software im 

Vergleich zu anderen Ansätzen 

schlägt, das zeigt ein Test in der 

kommenden Ausgabe.

Alle Artikel des Jahres 

2012 auf einer DVD! 

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Ein vollwertiger Server, 

im Taschenbuchformat! 

Green-IT 

Stromverbrauch: ca. 6 - 9 Watt 

Unauffällig 

Klein und absolut geräuschlos 

Kein PC 

Echte Serverkomponenten 24/7 zertifiziert 

Low Energy Server 

Bestens geeignet für Anwendungs- und 

Softwareentwickler - ebenso als Firewalllösung oder 

Router und aufgrund der geringen Größe für den 

mobilen Einsatz. Dank des sparsamen Verbrauchs 

ist der LES ebenfalls als kleiner Webserver praktisch. 

Sparen Sie im Jahr über 100 Euro an 

Stromkosten gegenüber einem vergleichbaren 

Server auf Atombasis. 

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Krenn ab: 

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499,– 

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Diesen und andere Thomas Krenn Server 

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DE: +49 (0) 8551 9150 - 0 

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vorbehalten. Unsere Versandkosten richten sich nach Gewicht und Versandart - mehr unter: www.thomas-krenn.com/versandkosten.Thomas-Krenn.AG, Speltenbach-Steinäcker 1, D-94078 Freyung

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