跳到主要內容

Performance tuning in Python

最近與同事教調了一個自製的小型分散式系統的效能,該系統以 Python + Gearman 兜成,所以使用了幾個 Python 的工具去作 profiling。雖然用到的工具對 Python hacker 來說很基本,但我覺得有幾點記錄下來頗有價值:

  • 首先,這個系統有好幾台機器,其中一台是 gearman job server ,作為 job queue 的控管中心,其他台機器上有多個獨立的 process(gearman 中稱為 worker),每個 worker 從 job sever 收到要處裡的工作與資料,處理完後傳回給 job sever ,然後 job server 再繼續決定下一個 worker,概念上就跟 pipe 一樣, 只是分散到多台機器上同時執行而已,有興趣的朋友可以參考 gearman 的文件說明。問題來了,當 worker 的效能低落時,瓶頸在哪?要如何系統地判斷?
  • 一開始我們試著先簡化測試用例,以方便快速複製與測試。 首先,設計一個只從 job server 收資料,但完全不作事的 worker。從這個實驗我們發現,在我們的網路環境下,數MB的 raw data 便可能造成很大的延遲。所以應該修正這點就能改善。
  • 在 Python-gearman (gearman client 端的 Python 實現)中,我們發現每次從單一 job server 收取 4KB 的資料後,client 就會遷換到另一個 job server 收取另外一個 task 的 4KB 資料。這在資料量小時很合理,可以避免單一 worker 因服務某特定 job server 過久,而讓其他 job server 上的 task 飢餓。但在資料量的 throughput 為主要應用情境下,不斷地切換,只會造成不必要的浪費。所以我們將這個值往上調整到 64KB。
  • 在我們的簡單 worker 中,這個調整帶來十幾倍的改進,但套用複雜的 worker 時,依然沒有明顯改善,可見得瓶頸在我們的 worker 本身。所以便祭出 cProfile 來量測。量測結果發現,除了網路 IO 以外,其他多個 function 很平均地佔了數個百分比,但是多數是個位數,似乎沒有哪個是主要的瓶頸?
  • 有時,一圖值千金。我們為不好閱讀的 profile 檔案畫出 callgraph (推薦 Gprof2dot ),從圖形就可以很明顯地看出主要的問題集中在兩個以上的 functions,而那兩個 functions 底下分別呼叫的其他 functions 雖然都沒有佔據大比例的時間,但累加的效果卻相當驚人。針對個別 functions 以不同機制改善後,效能顯著提升數倍。
這次的經驗讓我再次確認幾個原則:
  1. 測試數據,不要用猜的。
  2. 不要輕易假定效能瓶頸只在一處。
  3. 簡單的測試用例有好處,但是並不能代表實際狀況。
  4. 善用成熟的工具。
當效能瓶頸在多處出現時,簡單的"一次僅改變一個地方"的原則需要調整,否則無法在修改一處後看到改善,就可能會誤以為修改到錯誤地方。善用工具可以幫助我們系統地進行此項工作,而不至於胡亂猜測。

留言

這個網誌中的熱門文章

誰在呼叫我?不同的backtrace實作說明好文章

今天下班前一個同事問到:如何在Linux kernel的function中主動印出backtrace以方便除錯? 寫過kernel module的人都知道,基本上就是用dump_stack()之類的function就可以作到了。但是dump_stack()的功能是如何作到的呢?概念上其實並不難,慣用手法就是先觀察stack在function call時的變化(一般OS或計組教科書都有很好的說明,如果不想翻書,可以參考 這篇 ),然後將對應的return address一層一層找出來後,再將對應的function名稱印出即可(透過執行檔中的section去讀取函式名稱即可,所以要將KALLSYM選項打開)。在userspace的實作可參考Jserv介紹過的 whocallme 或對岸好手實作過的 backtrace() ,都是針對x86架構的很好說明文章。 不過從前面兩篇文章可以知道,只要知道編譯器的calling convention,就可以實作出backtrace,所以是否GCC有提供現成的機制呢?Yes, that is what __builtin_return_address() for!! 可以參考這篇 文章 。該篇文章還提到了其他可以拿來實作功能更齊全的backtrace的 程式庫 ,在了解了運作原理後,用那些東西還蠻方便的。 OK,那Linux kernel是怎麼做的呢?就是用頭兩篇文章的方式啦~ 每個不同的CPU架構各自手工實作一份dump_stack()。 為啥不用GCC的機制?畢竟...嗯,我猜想,除了backtrace以外,開發者還會想看其他register的值,還有一些有的沒的,所以光是GCC提供的介面是很難印出全部所要的資訊,與其用半套GCC的機制,不如全都自己來~ arm的實作 大致上長這樣,可以看到基本上就只是透過迭代fp, lr, pc來完成: 352 void unwind_backtrace (struct pt_regs * regs , struct task_struct *tsk) 353 { 354 struct stackframe frame ; 355 register unsigned long current_sp asm ( "...

淺讀Linux root file system初始化流程

在Unix的世界中,file system佔據一個極重要的抽象化地位。其中,/ 所代表的rootfs更是所有後續新增file system所必須依賴前提條件。以Linux為例,黑客 Jserv 就曾經詳細說明過 initramfs的背後設計考量 。本篇文章不再重複背景知識,主要將追蹤rootfs初始化的流程作點整理,免得自己日後忘記。 :-) file system與特定CPU架構無關,所以我觀察的起點從init/main.c的start_kernel()開始,這是Linux作完基本CPU初始化後首先跳進的C function(我閱讀的版本為 3.12 )。跟root file system有關的流程羅列如下: start_kernel()         -> vfs_caches_init_early()         -> vfs_caches_init()                 -> mnt_init()                         -> init_rootfs()                         -> init_mount_tree()         -> rest_init()                 -> kernel_thread(kernel_init,...) 其中比較重要的是mnt_int()中的init_rootfs()與init_mout_tree()。init_rootfs()實作如下: int __init init_root...

中文試譯:Load-time relocation of shared libraries

作者: eliben 原文連結: http://eli.thegreenplace.net/2011/08/25/load-time-relocation-of-shared-libraries/ 共享庫的載入時重定位 這篇文章的目的在解釋現代作業系統如何讓共享庫在載入時的連結動作發生。我們聚焦在32位元的x86 Linux上頭,但相同的原則在其他的作業系統與CPUs上一樣適用。 要注意的是,共享庫有許多不同的名字 - 共享庫(shared libraries),共享物件( shared objects),動態共享物件( dynamic shared objects (DSOs)),動態連結庫( dynamically linked libraries(如果你習慣的是Windows的環境,就知道這是所謂的DLL))。為了一致性,我在整篇文章中會使用"共享庫"這個字眼。 載入可執行檔 如同其他支援虛擬記憶體的作業系統,Linux將可執行檔載入到一個固定的記憶體位址。如果我們檢視任意一個可執行檔的ELF header,我們將可發現一個Entry point的位址: $ readelf -h /usr/bin/uptime ELF Header: Magic: 7f 45 4c 46 01 01 01 00 00 00 00 00 00 00 00 00 Class: ELF32 [...] some header fields Entry point address: 0x8048470 [...] some header fields 這是由linker所放置的,可告訴作業系統要從何處開始執行此執行檔[1]。如果我們用GDB載入程式並觀察0x8048470的位址,我們將可看到.text segment的第一個被執行的指令。 這代表的是,當linker連結可執行檔時,會把全部的內部符號引用的位址都確定下來(function以及data),確定它們的固定的、最終的位址。Linker本身會對自己進行一些relocation[2],但最終的結果不會有任何的relocation。 講啥啊?注意,我在上段文中特別強...