aix服务器磁盘queue depth的初值是由什么决定的

queue_depth参数介绍及调整步骤

queue_depth参数大小

在

AIX环境中，正确设置FAStT 逻辑磁盘的队列深度（queue_depth）对系统性能非常重要。

对于较大的FAStT配置，有许多卷和主机连接，这个设置对高可靠性来讲就更加关键。队列深度太大会导致文件系统的丢失或主机死机。下面介绍了如何正确设

置磁盘的队列深度及其计算方法。

我们可以使用如下的公式来决定最大的队列深度：

512 / (主机数 每个主机的LUN数 )

例如一个系统有4个主机, 每个有 32 LUNs (这是每个AIX主机的最大LUN数), 那么最大队列深度应该是4：

512 / ( 4 32 ) = 4

这时，你应该把hdiskX 的queue_depth 属性设为如下：

#chdev -l hdiskX -a queue_depth=4 -P

X代表相对应的磁盘号。

可以使用iostat -D查看

其中sqfull表示自系统启动以来queue_deeth超出的次数

IBM工程师建议queue_depth的值在40-128之间

如何设置：

queue_depth参数会影响disk i/o性能，特别是在数据库等i/o密集性应用中。适当调整设置此参数，会提高整体应用的性能。下面是在AIX 53,IBM ds4300上调整此参数的步骤及注意事项，记录一下。

下面物理磁盘hdisk2是基于IBM存储上的，做的raid 5,此盘属于vg datavg中。

一，首先备份datavg在生产环境作任何调整，一定要切记安全第一，备份是必不可少的。

#smit savevg

二，查看所需修改的hdisk2上queue_depth的值。

#lsattr -El hdisk2|grep queue_depth

三，首先umount datavg上的文件系统。

#umount /u2

四，vary off vg。

#varyoffvg datavg

五，删除磁盘hdisk2

#rmdev -l hdisk2

六，修改磁盘hdisk2 queue_depth参数

#chdev -l hdisk2 -a queue_depth=16(此值为所需修改的具体queue_depth值) -P

七，增加磁盘hdisk2

#mkdev -l hdisk2

八，vary on vg

#varyonvg datavg

九，mount datavg上文件系统

#mount /u2

十，最后查看一下queue_depth参数是否修改成功。

#lsattr -El hdisk2|grep queue_depth

如上面查看queue_depth值已变成所需值，则整个过程完成。如有条件，最好能重一下机器。应注意的是此值如设置不合理，可能会导致系统hang住，或死机现象。

本人曾亲自踫到由于此值设置过大，导致系统出现异常，init进程始终占用cpu在20%左右，syscal长期在200k以上，waitqueue值也很高，严重影响了系统性能。因此，要注意此值调整以后应注意监测一段时间，直到调整到一个合适值。

AIX 全名为（Advanced Interactive Executive），它是IBM 公司的Unix操作系统，

整个系统的设计从网络、主机硬件系统，到操作系统完全遵守开放系统的原则。

下面对AIX 作以介绍。

RS/6000 采用IBM 的UNIX操作系统-AIX作为其操作系统。这是一

个目前操作系统界最成功，应用领域最广，最开放的第二代的UNIX系

统。它特别适合于做关键数据处理（CRITICAL）。

AIX 包含了许多IBM 大型机传统受欢迎的特征，如系统完整性，系统可管理

性和系统可用性。

在 AIX 操作系统上，有许多的数据库和开发工具，用户除了选用已有的应用

软件外，还可以根据各自的需要进行开发。

此外，在AIX 之上，有一组功能强，使用方便的系统管理工具。对于异种平台

互存，互操作有很成熟的解决方案。

由于该 UNIX 的先进的内核技术和最好的开放性，因此，虽然RS/6000

从宣布到今天只有短短的5 年多的时间，它已在各行各业有了广泛的运用，

并在1993和1994年连续二年在MIDRANGE商用 UNIX 领域处于第一位。

RISC SYSTEM/6000的操作系统是AIX ，它是性能卓越的、开放的

UNIX，汇集了多年来计算机界在UNIX上的研究成果，以IBM 在计算机

体系结构、操作系统方面40多年极其丰富的经验。最大限度的使用RISC

技术，安装了象AIX 这样的具备工业界实力的UNIX操作系统。

它既可连接SAA 体系结构，又能与非IBM 系统的网络相连，因此，可以

和多数专业银行现有的系统实现互连，这对今后业务系统拓展将带来极大的

灵活性，并降低投资。

AIX 遵循一系列的国际标准：

IEEE POSIX10041－1990

X/OPEN 移植指南ISSUE3的基本级（XPG3）

AES/OS REVISION A （OSF/1 LEVEL 2 资格）

FIPS 151－1

AIX的编译器： XLC、C++(可选)、FORTRAN(可选)、PASCAL(可选)、COBOL(可选)

ADA 的编译器已达到XPG3“成员”级的认可。

AIX 支持多用户、多任务。

AIX有一些其它特性包括：

AIX 提供了3 种SHELL ：SYSTEM V的KORN、BOURNE SHELL和43BSDC

SHELL作为可选择的UNIX系统界面；

安全设施满足TCB （Trusted Computing Base）的C2级；

实时处理能力，这对于“面向交易”的应用至关重要（如零售业

和银行等），它使RS/6000 获得极高的响应和吞吐量；

虚拟存储管理，当需要时，可将一些不常用的模块转送至外存，

提高内存的可利用性。

先进的文件系统，使得系统管理更加有效，并提高了数据可靠性

以及完整性。

能兼容Dos 应用程序和数据。

InfoExplorer，快速信息超文本索引系统- 不仅包括文字，而且

对包含声音、图像的索引系统，这是个联机的文件接口。包括全部的

超文本的索引和查找，以及面向任务和坐标的多重导引和索引系统。

这个文字及图形索引系统以一个灵活的、基于任务的方式去使用详细

资料及培训资料。

高级系统管理工具（SMIT，System Management Interface Tool）。

提供一级菜单驱动程序，诸如完成软件的安装与设置、设备的设置及

管理、问题的测定、存贮管理等。可以自动地进行I/O 设备设置，

ASCII 终端也可充当系统控制台。在LAN 上可以进行远程系统的安装。

系统工作负载

系统工作负载的完整准确的定义对于预测或理解它的性能是很关键的。在衡量系统性能时，工作负载的不同可能会比 CPU 时钟速度或随机访问存储器（RAM）大小不同带来更多的变化。工作负载的定义不仅必须包含向系统发送的请求的类型和速率，还要包含将要执行的确切软件包和内部应用程序。

包括系统将在后台处理的工作也很重要。例如，如果一个系统包含通过 NFS 加载且由其它系统频繁访问的文件系统，那么处理那些访问很可能是总体工作负载中非常重要的一部分，即使该系统不是正式的服务器也是如此。

已进行标准化从而允许在不同系统之间进行比较的工作负载称为基准程序。但是，很少有实际的工作负载能完全符合基准程序的精确算法和环境。即使是那些最初从实际的应用程序发展而来的行业标准基准程序也已经过简化和均匀化，从而使它们可移植到大量的硬件平台上。使用行业标准基准程序唯一有效的方法是减小将接受严肃评估的候选系统的范围。因此，在尝试理解系统的工作负载和性能时不应该只依赖基准测试结果。

可以将工作负载分为以下类别：

多用户

由多个用户通过各自的终端提交的工作组成的工作负载。通常，这种工作负载的性能目标有两种可能，即在保留指定的最坏情况响应时间条件下最大化系统吞吐量，或者对于固定不变的工作负载获得尽可能快的响应时间。

服务器

由来源于其它系统的请求组成的工作负载。例如，文件服务器的工作负载主要是磁盘读写请求。它是多用户工作负载（加上 NFS 或其它 I/O 活动）的磁盘 I/O 部分，所以适用同样的目标，即在给定的相应时间限制下最大化吞吐量。其它的服务器工作负载由诸如数学计算密集的程序、数据库事务、打印机作业之类的项组成。

工作站

由单独的用户通过键盘提交工作和在该系统的显示器上接收结果组成的工作负载。通常这种工作负载的最高优先级性能目标是使用户请求的响应时间最短。

性能目标

在定义了系统必须处理的工作负载后，可以选择性能标准并根据这些标准设定性能目标。计算机系统的总体性能标准是响应时间和吞吐量。

响应时间是提交请求和返回该请求的响应之间使用的时间。示例包括：

数据库查询花费的时间

将字符回显到终端上花费的时间

访问 Web 页面花费的时间

吞吐量是对单位时间内完成的工作量的量度。示例包括：

每分钟的数据库事务

每秒传送的文件千字节数

每秒读或写的文件千字节数

每分钟的 Web 服务器命中数

这些度量之间的关系很复杂。有时可能以响应时间为代价而得到较高的吞吐量，而有时候又要以吞吐量为代价得到较好的响应时间。在其它情况下，一个单独的更改可能对两者都有提高。可接受的性能基于合理的吞吐量与合理的响应时间相结合。

在规划或调谐任何系统中，当处理特定的工作负载时一定要保证对响应时间和吞吐量都有明确的目标。否则，有可能存在一种风险，那就是您花费了分析时间和物力改善的仅仅是系统性能中一个次要的方面。

程序执行模型

为了清楚地检查工作负载的性能特征，需要有一个动态而非静态的程序执行模型，如下图所示。

图 1 程序执行层次结构 该图形以一个三角形为基础。左边代表和右边适当的操作系统实体匹配的硬件实体。程序必须从存储在磁盘上的最低级别开始，到最高级别的处理器运行程序指令。例如，从底部到顶部，磁盘硬件实体容纳可执行程序；实内存容纳等待的操作系统线程和中断处理程序；转换后备缓冲区容纳可分派的结程；高速缓存中包含当前分派的线程和处理器流水线；而寄存器中包含当前的指令。

程序为了运行必须沿着硬件和操作系统层次结构并行向上前进。硬件层次结构中的每个元素都比它下面的元素稀少和昂贵。不仅程序不得不为了每个资源和其它程序竞争，而且从一个级别过渡到下一级别也要花时间。为了理解程序执行动态，需要对层次结构中每一级别有个基本的了解。

硬件层次结构

通常，从一个硬件级别移动到另一级别所需要的时间主要由较低级别的等待时间（从发出请求到接受到第一批数据的时间）组成。

固定磁盘

对于一个在单机系统中运行的程序而言，最慢的操作是从磁盘上取得代码或数据，这是因为有下列原因：

必须引导磁盘控制器直接访问指定的块（排队延迟）。

磁盘臂必须寻道以找到正确的柱面（寻道等待时间）。

读／写磁头必须等候直到正确的块旋转到它们下面（旋转等待时间）。

数据必须传送到控制器（传送时间）然后传递到应用程序中（中断处理时间）。

除了程序中显式的读或写请求以外，还有许多原因导致磁盘操作缓慢。频繁的系统调谐活动证明是不必要地跟踪了磁盘 I/O。

实内存

实内存通常称为随机存取存储器或 RAM，它比磁盘速度快，但每个字节的开销非常昂贵。操作系统尽量只把当前使用的代码和数据保存在 RAM 中，而把任何额外的内容存储在磁盘上，或者决不首先把它们带入 RAM 中。

然而，RAM 的速度不一定比处理器快。通常在硬件意识到 RAM 访问需求与处理器可使用数据或指令的时间之间，会出现许多处理器周期的 RAM 等待时间。

如果要访问存储到磁盘上（或者尚未调进）的某一虚拟内存页，则会产生一个缺页故障，并且程序的执行暂挂直到该页从磁盘读取。

转换后备缓冲区（TLB）

使程序员不会受限于系统的物理局限性的方法是实现虚拟内存。程序员在设计和编写程序时认为内存非常大，系统将负责将程序中指令和数据的虚拟地址转换成需要用来从 RAM 取得的指令和数据的实际地址。因为这个地址转换过程可能很费时，系统将最近访问过的虚拟内存页的实际地址保存在一个叫转换后备缓冲区（TLB）的高速缓存中。

只要运行中的程序继续访问程序和数据页中的一小部分，则完整的从虚拟到实际页地址的转换过程就不需要在每次 RAM 访问的时候都重做一次。当程序试图访问的虚拟内存页没有 TLB 入口（即 TLB 未命中）时，则需要大量的处理器周期（即 TLB 未命中等待时间）来进行地址转换。

高速缓存

为了将程序必须经历的 RAM 等待时间减到最小，系统为指令和数据组织了高速缓存。如果所需的指令和数据已在高速缓存中，则产生高速缓存命中，处理器就可在下一个周期立刻使用该指令或数据。否则产生高速缓存未命中，伴随有 RAM 等待时间。

在某些系统中，有两到三级高速缓存，通常称它们为 L1、L2 和 L3。如果一个特殊的存储器引用导致 L1 未命中，则检查 L2。如果 L2 产生未命中，则引用转至下一个级别，要么是 L3（如果存在），要么是 RAM。

高速缓存的大小和结构根据型号的不同而有不同，但是有效使用它们的原理是相同的。

流水线和寄存器

流水线型超标量体系结构使得在某些情况下可以同时处理多个指令。大批的通用寄存器和浮点寄存器使得可以将相当多的程序数据保存在寄存器中，而不需要频繁存储和重新装入。

可以设计优化编译器最大限度地利用这些能力。当生成产品程序时，无论程序有多小编译器的优化函数都应该能使用。Optimization and Tuning Guide for XL Fortran, XL C and XL C++ 中描述了如何将程序调谐到最大性能。

软件层次结构

程序为了运行还必须逐步执行软件层次结构中的一系列步骤。

可执行程序

当请求运行某个程序时，操作系统执行一些操作以将磁盘上的可执行程序转换成运行中的程序。首先，必须扫描当前 PATH 环境变量中的目录以查找程序的正确副本。然后，系统装入程序（不要和 ld 命令混淆，该命令是个绑定程序）必须解析出从程序到共享库的任何外部引用。

为了表示用户的请求，操作系统将创建一个进程或一组资源（例如专用虚拟地址段），任何运行中的程序都需要该进程或资源。

操作系统也会在该进程中自动创建一个单独的线程。线程是一个单独程序实例的当前执行状态。在 AIX 中，对处理器和其它资源的访问是根据线程来分配而不是根据进程分配的。应用程序可在一个进程中创建多个线程。这些线程共享由运行它们的进程所拥有的资源。

最后，系统转移到程序的入口点。如果包含入口点的程序页还不在内存中（可能因为程序最近才编译、执行和复制），则由它引起的缺页故障中断将该页从它的后备存储器中读取出来。

中断处理程序

通知操作系统发生了外部事件的机制是中断当前运行线程并将控制转移到中断处理程序。在中断处理程序可以运行之前，必须保存足够的硬件状态以保证在中断处理完成后系统能恢复线程的上下文。新调用的中断处理程序将经历在硬件层次结构中上移带来的所有延迟（除了页面故障）。如果该中断处理程序最近没有运行过（或者中间程序很节约时间），那么它的任何代码或数据不太可能保留在 TLB 或高速缓存中。

当再次调度已中断的线程时，它的执行上下文（如寄存器内容）逻辑上将得到恢复，以便它可以正确运行。然而，TLB 和高速缓存的内容必须根据程序的后继请求重新构造。因此，作为中断的结果，中断处理程序和被中断的线程都可能遇到大量的高速缓存未命中和 TLB 未命中延迟。

等待线程

无论何时只要执行的程序发出不能立刻满足的请求，例如同步 I/O 操作（显式的或缺页故障的结果），该线程就会处于等待状态，直到请求完成为止。除了请求本身所需的时间以外，通常这还会导致另外一些 TLB 和高速缓存的延迟时间。

可分派线程

当某个线程可分派但不在运行时，它不能完成任何有用的事情。更糟的是，正运行的其它线程可能导致重新使用该线程的高速缓存线路并将实内存页收回，从而引起最终分派时出现更多的延迟。

当前已分派的线程

调度程序选择对使用处理器有强烈要求的线程。在『CPU 调度程序性能概述』中讨论了影响该项选择需要考虑的事项。当分派线程后，处理器的逻辑状态恢复成线程中断时有效的状态。

当前的机器指令

如果未出现 TLB 或高速缓存未命中的情况，绝大多数机器指令都能在单个处理器周期内执行。相比之下，如果程序迅速转换到该程序的不同区域且访问大量不同区域中的数据，就会产生较高的 TLB 和高速缓存未命中率，执行每条指令使用的平均处理器周期数（CPI）可能大于 1。这种程序被认为有较差的局域性引用能力。它也许在使用必需的最少指令数来做这个工作，但是要消耗大量不必要的周期数。部分是因为指令数和周期数之间相关性较弱，检查程序列表来计算路径长度不会再直接产生一个时间值。由于较短的路径通常比较长的路径快，所以速率根据路径长度率的不同而明显不同。

编译器用完善的方法重新安排代码从而将程序执行所需的周期数降到最小。追求最佳性能的程序员必须首先致力于确保编译器具有有效优化代码所需的全部信息，而不是试图事后批评编译器的优化技术（请参阅『预处理器和编译器的有效使用』）。优化有效性的实际衡量标准是可信工作负载的性能。

系统调谐

在有效实现应用程序后，系统总体性能的进一步提高就成了系统调谐考虑的一个问题。系统级调谐包含的主要组件有：

通信 I/O

取决于工作负载的类型与通信链路的类型，可能需要调谐以下的一个或多个通信设备驱动程序：TCP/IP 或 NFS。

固定磁盘

逻辑卷管理器（LVM）控制文件系统的位置和磁盘上调页空间，这可能会极大地影响系统经历的寻道等待时间。磁盘设备驱动程序控制执行 I/O 请求所遵从的顺序。

实内存

虚拟内存管理器（VMM）控制空闲实内存帧的池，并决定何时从何处取用帧来补充该池。

运行线程

调度程序确定接下来由哪个可调度实体接收控制权。在 AIX 中，可调度实体是线程。请参阅『线程支持』。

性能调谐过程介绍

性能调谐主要是资源管理问题和正确的系统参数设置。调谐工作负载和系统以有效利用资源由下列步骤组成：

识别系统中的工作负载

设置目标：

确定如何评测结果

量化目标和区分目标的优先级

识别限制系统性能的关键资源

最小化工作负载的关键资源要求：

如果可选择的话，使用最适当的资源

减少个别程序或系统函数对关键资源的要求

结构化资源的并行使用

修改资源的分配以反映优先级

更改个别程序的优先级或资源限制

更改系统资源管理参数的设置

重复步骤 3 到步骤 5 直到满足目标（或者资源饱和）

如果必要的话，使用其它资源

在系统性能管理的每个阶段都有相应的工具（参阅附录 A 『监视和调谐命令和子例程』）。这些工具有些可从 IBM 得到；另一些是第三方产品。下图说明在一个简单的 LAN 环境中性能管理的各阶段。

图 2 性能阶段 该图用五个加权的圆圈说明对系统性能调谐的各步骤：规划、安装、监视、调谐和扩展。每个圆圈代表系统处于不同的性能状态：空闲、不均衡、均衡和过载。实质上就是扩展一个过载的系统、调谐系统直到它是均衡的、监视不均衡的系统并且在需要扩展时安装更多的资源。

识别工作负载

系统执行的所有工作都必须能够识别。特别是在 LAN 连接的系统中，通过系统的用户之间仅有的非正式协议，可以轻松地开发出一组复杂的交叉安装的文件系统。这些文件系统必须被识别出来并作为任何调谐活动的一部分进行考虑。

对于多用户工作负载，分析员必须量化一般情况和高峰期的请求率。确定用户实际与终端交互时间的实际比例也是很重要的。

该识别阶段中的一个要素是决定必须对生产系统进行评估和调谐活动，还是在另一系统上（或“切换”）用实际工作负载的模拟型式来完成评估和调谐活动。分析员必须针对非生产环境的灵活性权衡来自于生产环境结果的较大可靠性，分析员可在非生产环境中进行试验，当然试验所冒的风险是性能下降或更糟。

设置目标的重要性

虽然可以根据可测数量设置目标，但实际希望的结果往往带有主观性，比如令人满意的响应时间。进一步讲，分析员必须抵挡住调谐可测量的东西而不是对他而言是重要东西的诱惑。如果没有系统提供的评估能符合所要求的改进，那么就必须对该评估进行设计。

量化目标最有价值的方面不是选择达到的数字，而是对（通常）多个目标的相对重要性进行公开判定。如果这些优先级没有事先设定且不是每个相关的人都理解的话，分析员在没有进行频繁咨询之前不能作出任何折衷的决定。分析员还容易对用户的反应或管理性能中一些已经被忽略的方面而感到吃惊。如果系统的支持和使用跨过了组织的边界，您可能需要供应商和用户之间的书面服务级协议，可确保对性能目标和优先级有一个清楚而共同的理解。

识别关键资源

通常，给定工作负载的性能可由一两种关键系统资源的可用性和速度决定。分析员必须正确识别出那些资源，否则会冒险陷入无休止的尝试出错操作。

系统具有物理资源和逻辑资源。关键的物理资源通常比较容易识别，因为较多的系统性能工具可用来评估物理资源的利用率。通常最影响性能的物理资源如下：

CPU 周期

内存

I/O 总线

不同的适配器

磁盘臂

磁盘空间

网络访问

逻辑资源不太容易识别。逻辑资源通常是对物理资源进行分区的编程抽象。进行分区的目的是共享和管理物理资源。

构建于其上的物理资源和逻辑资源的一些示例如下：

CPU

处理器时间片

内存

页面帧

堆栈

缓冲区

队列

表

锁和信号量

磁盘空间

逻辑卷

文件系统

文件

分区

网络访问

会话

信息包

通道

了解逻辑资源和物理资源是很重要的。因为缺少逻辑资源线程可能阻塞，就像因为缺少物理资源而阻塞一样，扩展下层物理资源未必能保证创建附加的逻辑资源。例如，考虑使用 NFS 块 I/O 守护程序 biod。客户机上的一个 biod 守护程序要求处理每个暂挂的 NFS 远程 I/O 请求。因此，biod 守护程序的数量限制了能同时运行的 NFS I/O 操作的数量。当缺少 biod 守护程序时，系统检测会指示 CPU 和通信链路只使用了很少一部分。您可能有系统未充分利用（并且很慢）的假象，事实上这时是因为缺少 biod 守护程序从而限制了其余的资源。biod 守护程序使用处理器周期和内存，但您不能简单地通过添加实内存或将它转移到一个更快的 CPU 上来修正这个问题。解决方案是创建更多的逻辑资源（biod 守护程序）。

在应用程序开发过程中可能不经意间创建逻辑资源和瓶颈。传递数据或控制设备的方法可以有效地创建一个逻辑资源。当偶然创建这样的资源时，通常没有工具可监视它们的使用，也没有接口控制它们的分配。它们的存在可能不会引起重视，直到某个特定性能问题出现时就会突出它们的重要性。

最小化关键资源要示

下面讨论在三个级别上考虑最小化工作负载的关键资源要求。

使用适当的资源

决定在一个资源上使用另一个资源时应该理智地考虑并且头脑中要有明确的目标。在应用程序开发过程中有一个选择资源的示例，即通过增加内存消耗来减少 CPU 的消耗来达到一个平衡。用于演示资源选择的公共的系统配置决策为：是将文件放置在单独的本地工作站上，还是放置在远程服务器上。

减少关键资源的要求

对于本地开发的应用程序，可用多种方法检查程序以便其更有效地执行相同的功能或除去不需要的功能。在系统管理级别上，争用关键资源的低优先级工作负载可以移动到其它系统中、在其它时间运行或由“工作负载管理器”控制。

结构化资源的并行使用

因为工作负载需要运行多个系统资源，从而可以利用这样的事实，即资源是独立的且可以并行使用。例如，操作系统预读算法检测到程序在顺序访问文件的事实，因此它调度并行执行的其它顺序读取操作，同时应用程序还处理先前的数据。并行也用于系统管理。例如，如果某个应用程序同时访问两个或多个文件且如果同时访问的这些文件存放在不同的驱动器上，那么添加一个额外的磁盘驱动器可能会提高磁盘 I/O 的速率。

资源分配优先级

操作系统提供了一些方法来区分活动的优先级。有些在系统级别上设置，比如磁盘调步。其它的例如进程优先级可由单个用户设置以反映连接到特定任务上的重要性。

重复调谐步骤

性能分析的一个公认的真理是接下来总有瓶颈出现。减少某个资源的使用意味着另一资源限制了吞吐量或响应时间。例如，假设我们的系统中有下列的利用率级别：

CPU：90% 磁盘：70% 内存：60%

这个工作负载是 CPU 受限的。如果成功的调谐工作负载使得 CPU 负载从 90% 降到 45%，则可望在性能上有两倍的改善。不幸的是现在的工作负载是 I/O 受限的，它有下列的近似利用率：

CPU：45% 磁盘：90% 内存：60%

改善后的 CPU 利用率允许程序立刻提交磁盘请求，但接下来我们会受到由磁盘驱动器的容量施加的限制。性能改善也许是 30% 而不是预期的 100%。

总是存在一个新的关键资源。重要的问题是使用手边的资源是否已经满足性能目标。

注意: 用 vmtune、schedtune 和其它调谐命令产生的不正当系统调谐可能导致意外的系统行为，例如降低系统或应用程序的性能或系统暂停。更改仅应在性能分析识别出瓶颈时才适用。

注:

对于性能相关的调谐设置，不存在什么一般建议。

应用额外的资源

在前述所有的方法都用尽后如果系统性能仍不能满足它的目标，则必须增强或扩展关键资源。如果关键资源是逻辑资源且下层物理资源足够，则无需额外代价就可以扩展逻辑资源。如果关键资源是物理资源，分析员必须研究一些额外的问题：

必须增强或扩展关键资源到什么程度才可以终止瓶颈？

系统性能会满足它的目标吗？或另外的资源会首先饱和吗？

如果有一串关键资源的话，增强或扩展所有这些资源或与另一系统划分当前工作负载是否更节省成本呢？

性能基准

当试图比较不同环境中给定软件的性能时，常会遇到许多可能的错误，一些是技术上的，一些是概念上的。本节包含主要的提示信息。本书其它各节讨论评测过去和特定处理时间的不同方法。

评测处理系统调用需要花费的时间（挂钟）时，需要获取一个由下列内容组成的数字：

执行正运行服务的指令所需要的确切时间

处理器等待内存中的指令或数据时延迟的不同时间（也就是说，高速缓存和 TLB 不命中的代价）

在调用开头和结束访问时钟所需要的时间

由周期性事件如系统定时器中断所消耗的时间

由或多或少的随机事件消耗的时间，如 I/O

为了避免报告一个不精确的数字，常常要求多次评测工作负载。因为所有的外部的因素都会增加处理时间，典型的评估集有一个曲线的形式

它符合Open

group的UNIX

98行业标准（The

Open

Group

UNIX

98

Base

Brand），通过全面集成对32-位和64-位应用的并行运行支持，为这些应用提供了全面的可扩展性。它可以在所有的IBM

~

p系列和IBM

RS/6000工作站、服务器和大型并行超级计算机上运行。

AIX同时具备新特性、安全性、可管理性、持续可用性、能兼容DOS

应用程序和数据

等特性。

1

编辑/etc/services文件，找到如下两行

http

80/tcp

#

World

Wide

Web

HTTP

http

80/udp

#

World

Wide

Web

HTTP用#将这两行注释掉，并添加新的两行，即如下：

#http

80/tcp

#

World

Wide

Web

HTTP

#http

80/udp

#

World

Wide

Web

HTTP

telnet2

80/tcp

telnet2

80/udp2

编辑/etc/inetdconf文件，找到如下一行

telnet

stream

tcp6

nowait

root

/usr/sbin/telnetd

telnetd

-a在其下添加一行

telnet2

stream

tcp6

nowait

root

/usr/sbin/telnetd

telnetd

-a3

#

refresh

-s

inetd4

#

lssrc

-ls

inetd

在输出中确认有一行

telnet2

/usr/sbin/telnetd

telnetd

-a

active5

#

netstat

-an

该命令的输出中能看到80端口在侦听，即

tcp

0

0

80

LISTEN6

尝试从别的AIX机器上用如下命令登陆这个服务器,如果能正常登陆，说明80端口工作正常。

#

telnet

807

#

netstat

-an

|

grep

80

可以看到通过80端口建立了连接，类似如下输出：

tcp4

0

0

9181509080

9181501073750

ESTABLISHED8

测试完成。

请注意，测试完成后,请将/etc/services和/etc/inetdconf文件修改回之前的状态，并刷新inetd服务:

#

refresh

-s

inetd

以上方法可用于检查80端口是否工作。

示例方案

一个位于私有网络（IP - 19216810101）的虚拟 I/O 服务器

一台 IBM AIX 服务器有两个网卡：一个在私有网络上，连接到 VIOS；另一个在公共网络上。（私有网络 IP - 1921681032 和公共网络 IP - 9312914）

公共网络 IP（公共网络 IP - 9312920/21/22/23）上的 AIX 客户端

图 1 示例方案

在此场景中，需要通过位于私有网络 IP 上的 VIOS 来访问公共网络 IP 上的客户端。AIX 服务器充当路由器，它可以将所有网络数据包从 VIOS（私有网络）路由到客户端（公共网络）。

要将 AIX 服务器设置为 VIOS 的路由器或网关，则必须向它的路由表中添加路由，路由到 VIOS 路由表，并添加将与 VIOS 进行通信的外部系统的路由表（以便外部系统知道：在尝试使用 1921681032 子网通信时，它需要将通信量发送给 9312914 IP）。

要查看您主机上的当前路由表，请使用以下命令：

1

#netstat -rn

图 2 VIOS 路由表

图 3 客户端路由表

第一步是在将成为路由器的 AIX 服务器上启用 IP 转发。

1

#no -o ipforwarding=1

接下来，在 VIOS 上，我们需要为它添加一个路由，以便到达外部子网 93129XXX。

目标是公共网络：931290

网关是启用了 IP 转发的 AIX 服务器的私有网络 IP。

1

#route add -net 931290 1921681032

之后，在其中一个外部系统（并非将成为启用 IP 转发的路由器的 AIX 服务器）上，我们需要制定一个有关如何返回 VIOS 的路由：

目标是私有网络：192168100

网关是 IP 转发服务器的公共网络 IP：9312914

1

#route add -net 192168100 9312914

现在，通信流程如下所示：

1

2

VIOS -----> AIX with two network cards ----> AIX with only public IP

first route IP forwarding on second route

注意：将在重新启动后刷新这些更改。要使其成为永久更改，请向 /etc/rctcpip 中添加以下行。

no -o ipforwarding=1

静态路由的优点

处理器/内存开销低

没有带宽开销（在路由器之间不共享更新）

可以对如何路由通信进行粒度控制

静态路由的缺点

必须手动调整基础结构更改

如果链接断开，则没有动态容错

在大型网络上不可行

动态路由

在路由设备（路由器）上运行的软件应用程序支持动态路由协议，该协议可动态了解网络目标以及如何到达这些目标，而且还可以将这些目标播发到其他路由器。这种播发功能允许所有路由器了解存在的所有目标网络，以及如何到达这些网络。

使用动态路由的路由器将会 “了解” 与该设备直接连接的所有网络的路由。之后，路由器将了解运行相同路由协议（如路由信息协议 (RIP)、路由信息协议 2 (RIP2)、增强型内部网关路由协议 (OSPF)、开放最短路径优先 (OSPF)、中间系统对中间系统 (IS-IS)、边界网关协议 (BGP) 等）的其他路由器中的路由。然后，每个路由器都将整理其路由列表，并为路由器知道或已经了解的每个网络目标选择一个或多个 “最佳” 资源。

然后，动态路由协议将 “最佳路由” 信息分发到运行相同路由协议的其他路由器，将该信息扩展到存在哪些网络以及可以到达哪些网络。这样动态路由协议就能够动态地适应逻辑网络拓扑更改、设备故障或者网络中断。

动态路由协议

通过在路由器上运行的路由协议创建、维护和更新动态路由表。例如，路由协议包括 RIP、EIGRP 和 OSPF。

动态路由的优点

在较大的网络上配置起来更加简单

如果链接断开，则动态选择其他更好的路由

能够在多个链接之间进行负载平衡

动态路由的缺点

在路由器之间共享更新，因此会占用带宽

路由协议在路由器处理器/RAM 上放置额外的负载

“最佳路由” 的选择权在路由协议，而不在网络管理员

本人对AIX不太熟悉，我帮你找了一篇文章

系统中有很多命令可以查看cpu的个数，但是哪个命令输出的是逻辑cpu个数，哪个又是物理cpu个数呢？我们下面做一个简单的介绍。 解答:

从AIX53起，对于power5的机器，系统引入了SMT（Simultaneousmulti-threading）的功能，其允许两个处理线程在同一颗处理器上运行，对操作系统而言，一颗物理处理器逻辑上会成为两个处理单元（逻辑处理器）。也就是说，在SMT功能启用的情况下，逻辑cpu个数是物理cpu个数的两倍，而在SMT功能禁用的情况下，逻辑cpu个数与物理cpu个数相等。

下面我们介绍如何通过各种命令检查系统中的物理cpu和逻辑cpu的个数。

1 smtctl

# smtctl

This system is SMT capable

SMT is currently enabled

SMT boot mode is not set

SMT threads are bound to the same physical processor

proc0 has 2 SMT threads

Bind processor 0 is bound with proc0

Bind processor 1 is bound with proc0

proc2 has 2 SMT threads

Bind processor 2 is bound with proc2

Bind processor 3 is bound with proc2

proc4 has 2 SMT threads

Bind processor 4 is bound with proc4

Bind processor 5 is bound with proc4

proc6 has 2 SMT threads

Bind processor 6 is bound with proc6

Bind processor 7 is bound with proc6

可以看到，该系统具有SMT能力且当前SMT功能已启用。4个物理cpu对应着8个逻辑cpu。

2 bindprocessor

# bindprocessor -q

The available processors are: 0 1 2 3 4 5 6 7

可以看到可用逻辑cpu个数是8个（0-7）。

3 prtconf

# prtconf

System Model: IBM,9131-52A

Machine Serial Number: 0677A5G

Processor Type: PowerPC_POWER5

Number Of Processors: 4 ==》物理cpu有4个

Processor Clock Speed: 1648 MHz

CPU Type: 64-bit

Kernel Type: 64-bit

LPAR Info: 1 06-77A5G

4lsdev

# lsdev -Cc processor

proc0 Available 00-00 Processor

proc2 Available 00-02 Processor

proc4 Available 00-04 Processor

proc6 Available 00-06 Processor

可以看到系统中有4个物理cpu。

5vmstat

# vmstat

System configuration: lcpu=8 mem=7936MB

kthr memory page faults cpu

----- ----------- ------------------------ ------------ -----------

r b avm fre re pi po fr sr cy in sy cs us sy id wa

1 1 428238 41599 0 0 0 13 25 0 40 1639 182 0 0 99

可以看到系统中有8个逻辑cpu。