--------------------[整理]鲲鹏性能优化十板斧系列文章--------------------

| 鲲鹏性能优化十板斧（一）——鲲鹏处理器NUMA简介与性能调优五步法<TaiShan特战队出品>

| 鲲鹏性能优化十板斧（二）——CPU与内存子系统性能调优<TaiShan特战队出品>

| 鲲鹏性能优化十板斧（三）——网络子系统性能调优<TaiShan特战队出品>

| 鲲鹏性能优化十板斧（四）——磁盘IO子系统性能调优<TaiShan特战队出品>

| 鲲鹏性能优化十板斧（五）——应用程序性能调优<TaiShan特战队出品>

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1 应用程序调优

1.1  调优简介

1.2  优化方法

1.1 调优简介

应用程序部署到鲲鹏服务器上以后，需要结合芯片和服务器的特点优化代码性能，使硬件能力得到充分发挥。本章列举几个典型场景，涉及锁、编译器配置、Cacheline、缓冲机制等优化。

1.2 优化方法

1.2.1 优化编译选项，提升程序性能

原理

C/C++代码在编译时，gcc编译器将源码翻译成CPU可识别的指令序列，写入可执行程序的二进制文件中。CPU在执行指令时，通常采用流水线的方式并行执行指令，以提高性能，因此指令执行顺序的编排将对流水线执行效率有很大影响。通常在指令流水线中要考虑：执行指令计算的硬件资源数量、不同指令的执行周期、指令间的数据依赖等等因素。我们可以通过通知编译器，程序所运行的目标平台（CPU）指令集、流水线，来获取更好的指令序列编排。在gcc 9.1.0版本，支持了鲲鹏处理器所兼容的armv8指令集、tsv110流水线。

修改方式

l   在Euler系统中使用HCC编译器，可以在CFLAGS和CPPFLAGS里面增加编译选项：

-mtune=tsv110 -march=armv8-a

l   在其它操作系统中，可以升级GCC版本到9.10，并在CFLAGS和CPPFLAGS里面增加编译选项：

-mtune=tsv110 -march=armv8-a

1.2.2 文件缓冲机制选择

原理

内存访问速度要高于磁盘，应用程序在读写磁盘时，通常会经过一些缓存，以减少对磁盘的直接访问，如下图所示：

clib buffer：clib buffer是用户态的一种数据缓冲机制，在启用clib buffer的情况下，数据从应用程序的buffer拷贝至clib buffer后，并不会立即将数据同步到内核，而是缓冲到一定规模或者主动触发的情况下，才会同步到内核；当查询数据时，会优先从clib buffer查询数据。这个机制能减少用户态和内核态的切换（用户态切换内核态占用一定资源）。

PageCache：PageCache是内核态的一种文件缓存机制，用户在读写文件时，先操作PageCache，内核根据调度机制或者被应用程序主动触发时，会将数据同步到磁盘。PageCache机制能减少磁盘访问。

修改方式

应用程序根据自己的业务特点选择合适的文件读写方式：

l   fread/fwrite函数使用了clib buffer缓存机制，而read/write并没有使用，因此fread/fwrite比read/write多一层内存拷贝，即从应用程序buffer至clib buffer的拷贝，但是fread/fwrite比read/write有更少的系统调用。因此对于每次读写字节数较大的操作，内存拷贝比系统调用占用更多资源，可以使用read/write来减少内存拷贝；对于每次读写字节数较少的操作，系统调用比内存拷贝占用更多资源，建议使用fread/ fwrite来减少系统调用次数。

l   O_DIRECT模式没有使用PageCache，因此少了一层内存拷贝，但是因为没有缓冲导致每次都是从磁盘里面读取数据。

O_DIRECT主要适用场景为：应用程序有自己的缓冲机制；数据读写一次后，后面不再从磁盘读这个数据。

1.2.3 执行结果缓存

原理

对于相同的输入，应用软件经过计算后，有相同的输出，可以将运算结果保存，在下次有相同的输入时，返回上次执行的结果。

修改方式

目前部分开源软件已经实现这种机制，举例如下：

1. Nginx缓冲

基于局部性原理，Nginx使用proxy_cache_path等参数将请求过的内容在本地内存建立一个副本，这样对于缓存中的文件不用去后端服务器去取。

2. JIT编译

JIT（Just-In-Time）编译，将输入文件转为机器码。为了提升效率，转换后的机器码被缓存在内存，这样相同的输入（如JAVA程序的字节码）不用重新翻译，直接返回缓存中的内容。如果发现JAVA虚拟机的C1 Compiler/C2 Compiler线程的CPU占用比较多，可能是JIT缓冲不够，可以增加JAVA虚拟机ReservedCodeCacheSize参数。

1.2.4 减少内存拷贝

原理

基于数据流分析，发现并减少内存拷贝次数，能降低CPU使用率，并减少内存带宽占用。

修改方式

减少内存拷贝要基于业务逻辑进行分析，这里例举几种减少内存拷贝的实现机制：

l   样例一：使用sendfile代替send/sendto/write等函数将文件发送给对端

如下两条语句将文件发送给对端，一般会有4次内存拷贝

ssize_t read (int fd, void *buf, size_t count);

ssize_t send (int s, const void * buf, size_t len, int flags);

− read函数一般有2次内存拷贝: DMA将数据搬运到内核的PageCache；内核将数据搬运到应用态的buf。

− send函数一般有2次内存拷贝: write函数将应用态的buf的拷贝到内核；DMA将数据搬运到网卡。

使用如下函数实现只需要两次内存拷贝：

ssize_t sendfile(int out_fd, int in_fd, off_t *offset, size_t count);

内核通过 DMA将文件搬运到缓存（一次内存拷贝），然后把缓存的描述信息（位置和长度）传递给TCP/IP协议栈，内核在通过DMA将缓冲搬运到网卡（第二次内存拷贝）。

除了修改代码，部分开源软件已经支持这个特性，如Nginx可以通过sendfile on参数打开这个功能。

l   样例二：进程间通信使用共享内存代替socket/pipe通信

内存共享方式可以让多个进程操作同样的内存区域，相比socket通信的的方式，内存拷贝少。应用程序可以使用shmget等函数实现进程间通信。

1.2.5 锁优化

原理

自旋锁和CAS指令都是基于原子操作指令实现，当应用程序在执行原子操作失败后，并不会释放CPU资源，而是一直循环运行直到原子操作执行成功为止，导致CPU资源浪费。如下图代码的黄色部分是一个循环等待过程：

修改方式

可以通过perf top分析占用CPU资源靠前的函数，如果锁的申请和释放在5%以上，可以考虑优化锁的实现，修改思路如下：

1. 大锁变小锁：并发任务高的场景下，如果系统中存在唯一的全局变量，那么每个CPU core都会申请这个全局变量对应的锁，导致这个锁的争抢严重。可以基于业务逻辑，为每个CPU core或者线程分配对应的资源。

2. 使用ldaxr+stlxr两条指令实现原子操作时，可以同时保证内存一致性，而ldxr+stxr指令并不能保存内存一致性，从而需要内存屏障指令（dmb ish）配合来实现内存一致性。从测试情况看，ldaxr+stlxr指令比ldxr+stxr+dmb ish指令的性能高。

3. 减少线程并发数：参考2.3.5 调整线程并发数章节。

4. 对锁变量使用Cacheline对齐：对于高频访问的锁变量，实际是对锁变量进行高频的读写操作，容易发生伪共享问题。具体优化可以参考5.2.7 Cacheline 优化章节。

5. 优化代码中原子操作的实现。下图代码为某软件的代码实现：

从函数调用逻辑上看，在while循环会重复执行原子读、变量加以及原子写入操作，代码语句多。优化思路：使用atomic_add_return指令替换这个代码流程，简化指令，提高性能。替换后的代码如下图：

1.2.6 使用jemalloc优化内存分配

原理

jemalloc是一款内存分配器，与其它内存分配器（glibc）相比，其最大优势在于多线程场景下内存分配性能高以及内存碎片减少。充分发挥鲲鹏芯片多核多并发优势，推荐业务应用代码使用jemalloc进行内存分配。

在内存分配过程中，锁会造成线程等待，对性能影响巨大。jemalloc采用如下措施避免线程竞争锁的发生：使用线程变量，每个线程有自己的内存管理器，分配在这个线程内完成，就不需要和其它线程竞争锁。

修改方式

步骤 1 下载jemalloc，参考INSTALL.md编译安装。

源码下载地址https://github.com/jemalloc/jemalloc

步骤 2 修改应用软件的链接库的方式，在编译选项中添加如下编译选项：

-I`jemalloc-config --includedir`-L`jemalloc-config --libdir` -Wl,-rpath,`jemalloc-config --libdir` -ljemalloc `jemalloc-config --libs`

具体参考 https://github.com/jemalloc/jemalloc/wiki/Getting-Started

步骤 3 部分开源软件可以修改配置参数来指定内存分配库，如MySql可以配置my.cnf文件：malloc-lib=/usr/local/lib/libjemalloc.so

----结束

1.2.7 Cacheline 优化

原理

CPU标识Cache中的数据是否为有效数据不是以内存位宽为单位，而是以Cacheline为单位。这个机制可能会导致伪共享（false sharing）现象，从而使得CPU的Cache命中率变低。出现伪共享的常见原因是高频访问的数据未按照Cacheline大小对齐：

Cache空间大小划分成不同的Cacheline，示意图如下，readHighFreq虽然没有被改写，且在Cache中，在发生伪共享时，也是从内存中读：

例如以下代码定义两个变量，会在同一个Cacheline中，Cache会同时读入：

int readHighFreq, writeHighFreq

其中readHighFreq是读频率高的变量，writeHighFreq为写频率高的变量。writeHighFreq在一个CPU core里面被改写后，这个cache 中对应的Cacheline长度的数据被标识为无效，也就是readHighFreq被CPU core标识为无效数据，虽然readHighFreq并没有被修改，但是CPU在访问readHighFreq时，依然会从内存重新导入，出现伪共享导致性能降低。

鲲鹏920和x86的Cacheline大小不一致，可能会出现在X86上优化好的程序在鲲鹏 920上运行时的性能偏低的情况，需要重新修改业务代码数据内存对齐大小。X86 L3 cache的Cacheline大小为64字节，鲲鹏920的Cacheline为128字节。

修改方式

1. 修改业务代码，使得读写频繁的数据以Cacheline大小对齐，修改方法可参考：

a. 使用动态申请内存的对齐方法：

int posix_memalign(void **memptr, size_t alignment, size_t size)

调用posix_memalign函数成功时会返回size字节的动态内存，并且这块内存的起始地址是alignment的倍数。

b. 局部变量可以采用填充的方式：

int writeHighFreq;

char pad[CACHE_LINE_SIZE - sizeof(int)];

代码中CACHE_LINE_SIZE是服务器Cacheline的大小，pad变量没有用处，用于填充writeHighFreq变量余下的空间，两者之和是CacheLine大小。

2. 部分开源软件代码中有Cacheline的宏定义，修改宏的值即可。如在impala使用CACHE_LINE_SIZE宏来表示目标平台的Cacheline大小。

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上述文章转载自华为云社区：

【1024程序员节献礼】鲲鹏性能优化十板斧（五）——应用程序性能调优<TaiShan特战队出品>

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