The translation is temporarily closed for contributions due to maintenance, please come back later.

Translation

(itstool) path: sect1/para
English
The page table optimizations make up the most contentious part of the FreeBSD VM design and they have shown some strain with the advent of serious use of <function>mmap()</function>. I think this is actually a feature of most BSDs though I am not sure when it was first introduced. There are two major optimizations. The first is that hardware page tables do not contain persistent state but instead can be thrown away at any time with only a minor amount of management overhead. The second is that every active page table entry in the system has a governing <literal>pv_entry</literal> structure which is tied into the <literal>vm_page</literal> structure. FreeBSD can simply iterate through those mappings that are known to exist while Linux must check all page tables that <emphasis>might</emphasis> contain a specific mapping to see if it does, which can achieve O(n^2) overhead in certain situations. It is because of this that FreeBSD tends to make better choices on which pages to reuse or swap when memory is stressed, giving it better performance under load. However, FreeBSD requires kernel tuning to accommodate large-shared-address-space situations such as those that can occur in a news system because it may run out of <literal>pv_entry</literal> structures.
Context English Spanish State
I did not take the final step of having an <quote>allocating hint pointer</quote> that would trundle through a portion of swap as allocations were made in order to further guarantee contiguous allocations or at least locality of reference, but I ensured that such an addition could be made. No realicé el paso final de tener un <quote>puntero de anotaciones para las asignaciones</quote> que recorrería una porción del espacio de intercambio según se hicieran las asignaciones para así garantizar asignaciones contiguas o al menos localidad de referencia, pero aseguré que esa condición no podría darse.
When to free a page Cuando liberar una página
Since the VM system uses all available memory for disk caching, there are usually very few truly-free pages. The VM system depends on being able to properly choose pages which are not in use to reuse for new allocations. Selecting the optimal pages to free is possibly the single-most important function any VM system can perform because if it makes a poor selection, the VM system may be forced to unnecessarily retrieve pages from disk, seriously degrading system performance. Como el sistema de Memoria Virtual usa toda la memoria disponible para cachear disco, normalmente hay pocas páginas que estén realmente libres. El sistema de Memoria Virtual depende de su habilidad para adecuadamente escoger las páginas que no están en uso para reutilizarlas en nuevas asignaciones. Seleccionar las páginas óptimas para liberar es posiblemente la función más importante que cualquier sistema de Memoria Virtual puede realizar porque si la elección no es buena, el sistema de Memoria Virtual puede verse forzada a recuperar páginas de disco innecesariamente, degradando seriamente el rendimiento del sistema.
How much overhead are we willing to suffer in the critical path to avoid freeing the wrong page? Each wrong choice we make will cost us hundreds of thousands of CPU cycles and a noticeable stall of the affected processes, so we are willing to endure a significant amount of overhead in order to be sure that the right page is chosen. This is why FreeBSD tends to outperform other systems when memory resources become stressed. ¿Cuánto trabajo extra estamos dispuestos a sufrir en el camino crítico para evitar liberar la página equivocada? Cada decisión errónea que hacemos costará cientos de miles de ciclos de CPU y una parada notable de los procesos afectados, así que estamos dispuestos a soportar una cantidad significativa de trabajo extra para estar seguros que se escoge la página adecuada. Por esto es por lo que FreeBSD tiende a superar en rendimiento a otros sistemas cuando se estresan los recursos de memoria.
The free page determination algorithm is built upon a history of the use of memory pages. To acquire this history, the system takes advantage of a page-used bit feature that most hardware page tables have. El algoritmo que determina la página libre se construye en base al histórico de uso de las páginas de memoria. Para adquirir este histórico, el sistema se aprovecha de la característica del bit de página utilizada que la mayoría del hardware de tablas de página posee.
In any case, the page-used bit is cleared and at some later point the VM system comes across the page again and sees that the page-used bit has been set. This indicates that the page is still being actively used. If the bit is still clear it is an indication that the page is not being actively used. By testing this bit periodically, a use history (in the form of a counter) for the physical page is developed. When the VM system later needs to free up some pages, checking this history becomes the cornerstone of determining the best candidate page to reuse. En cualquier caso, el bit de página utilizada se blanquea y en algún momento posterior el sistema de Memoria Virtual se encuentra con la página de nuevo y vee que el bit de página utilizada ha sido marcado. Esto indica que la página todavía se está utilizando activamente. Si el bit está blanqueado eso indica que la página no se usa activamente. Mediante el chequeo periódico de este bit, se desarrollo (en forma de contador) un histórico de uso . Cuando posteriormente el sistema de Memoria Virtual necesita liberar algunas páginas, examinar este histórico se convierte en la piedra de toque para determinar la mejor página candidata para reutilizar.
What if the hardware has no page-used bit? ¿Qué ocurre si el hardware no tiene bit de página utilizada?
For those platforms that do not have this feature, the system actually emulates a page-used bit. It unmaps or protects a page, forcing a page fault if the page is accessed again. When the page fault is taken, the system simply marks the page as having been used and unprotects the page so that it may be used. While taking such page faults just to determine if a page is being used appears to be an expensive proposition, it is much less expensive than reusing the page for some other purpose only to find that a process needs it back and then have to go to disk. Para esas plataformas que no tienen esta característica, el sistema en realidad emula un bit de página utilizada. Desmapea o protege una página, forzando un fallo de página si ésta es accedida de nuevo. Cuando se maneja el fallo de página, el sistema simplemente marca la página como usada y desprotege la página de forma que puede ser utilizada. Aunque realizar este fallo de página tan solo para determinar si una página está siendo usada puede parecer una proposición cara, es mucho menos cara que reutilizar la página para otro propósito para darse cuenta después de que otro proceso la necesita y tener que ir al disco.
FreeBSD makes use of several page queues to further refine the selection of pages to reuse as well as to determine when dirty pages must be flushed to their backing store. Since page tables are dynamic entities under FreeBSD, it costs virtually nothing to unmap a page from the address space of any processes using it. When a page candidate has been chosen based on the page-use counter, this is precisely what is done. The system must make a distinction between clean pages which can theoretically be freed up at any time, and dirty pages which must first be written to their backing store before being reusable. When a page candidate has been found it is moved to the inactive queue if it is dirty, or the cache queue if it is clean. A separate algorithm based on the dirty-to-clean page ratio determines when dirty pages in the inactive queue must be flushed to disk. Once this is accomplished, the flushed pages are moved from the inactive queue to the cache queue. At this point, pages in the cache queue can still be reactivated by a VM fault at relatively low cost. However, pages in the cache queue are considered to be <quote>immediately freeable</quote> and will be reused in an LRU (least-recently used) fashion when the system needs to allocate new memory. FreeBSD utiliza varias colas de páginas para refinar aún más la selección de páginas a reutilizar así como para determinar cuando se deben llevar las páginas sucias a su almacenamiento de respaldo. Puesto que las tablas de páginas en FreeBSD son entidades dinámicas, cuesta virtualmente nada desmapear una página del espacio de direcciones de cualquier proceso que la esté usando. Cuando se ha escogido una página candidata basándose en el contador de página utilizada, esto es precisamente lo que se hace. El sistema debe distinguier entre páginas limpias que pueden en teoría ser liberadas en cualquier momento, y páginas sucias que deben ser escritas primero en el almacenamiento de respaldo antes de ser reutilizadas. Cuando se encuentra una página candidata se mueve a la cola inactiva si está sucia, o a la cola de caché si está limpia. In algoritmo separado que se bajas en el ratio de páginas sucias respecto de las limpias determina cuándo se tienen que escribir a disco las páginas sucias de la cola inactiva. Una vez hecho esto, las páginas escritas se mueven de la cola inactiva a la cola de caché. En este punto, las páginas en la cola de caché todavía pueden ser reactivadas por un fallo de Memoria Virtual con un coste relativamente bajo. Sin embargo, las páginas de la cola de caché se consideran como <quote>inmediatamente liberables</quote> y serán reutilizadas de modo LRU (Usada Menos Recientemente) cuando el sistema necesita asignar nueva memoria.
It is important to note that the FreeBSD VM system attempts to separate clean and dirty pages for the express reason of avoiding unnecessary flushes of dirty pages (which eats I/O bandwidth), nor does it move pages between the various page queues gratuitously when the memory subsystem is not being stressed. This is why you will see some systems with very low cache queue counts and high active queue counts when doing a <command>systat -vm</command> command. As the VM system becomes more stressed, it makes a greater effort to maintain the various page queues at the levels determined to be the most effective. Es importante señalar que el sistema de Memoria Virtual de FreeBSD intenta separar páginas limpias y sucias para expresar la razón de evitar la escritura innecesaria de páginas sucias (que come ancho de banda de E/S), y tampoco mueve de forma gratuita páginas entre distintas colas de páginas cuando el sistema de memoria no está bajo estrés. Este es el motivo por el que verás algunos sistemas con contadores de cola de caché muy bajos y contadores de cola de páginas activa altos cuando se ejecuta el comando <command>systat -vm</command>. Según el sistema de Memoria Virtual va sufriendo más estrés, hace un gran esfuerzo por mantener varias colas de páginas en los niveles que determina que son más efectivos.
An urban myth has circulated for years that Linux did a better job avoiding swapouts than FreeBSD, but this in fact is not true. What was actually occurring was that FreeBSD was proactively paging out unused pages in order to make room for more disk cache while Linux was keeping unused pages in core and leaving less memory available for cache and process pages. I do not know whether this is still true today. Durante años ha circulado una leyenda urbana acerca de que Linux hacía un mejor trabajo que FreeBSD evitando escribir en intercambio, pero de hecho esto no es cierto. Lo que ocurría en realidad era que FreeBSD estaba llevando a intercambio de forma proactiva páginas no utilizadas para hacer sitio para más caché de disco mientras que Linux estaba manteniendo las páginas sin utilizar y dejando menos memoria disponible para la caché y para páginas de procesos. No sé si esto sigue siendo cierto a día de hoy.
Pre-Faulting and Zeroing Optimizations Optimizaciones de Prefallo y de Rellenado con Ceros
Taking a VM fault is not expensive if the underlying page is already in core and can simply be mapped into the process, but it can become expensive if you take a whole lot of them on a regular basis. A good example of this is running a program such as <citerefentry><refentrytitle>ls</refentrytitle><manvolnum>1</manvolnum></citerefentry> or <citerefentry><refentrytitle>ps</refentrytitle><manvolnum>1</manvolnum></citerefentry> over and over again. If the program binary is mapped into memory but not mapped into the page table, then all the pages that will be accessed by the program will have to be faulted in every time the program is run. This is unnecessary when the pages in question are already in the VM Cache, so FreeBSD will attempt to pre-populate a process's page tables with those pages that are already in the VM Cache. One thing that FreeBSD does not yet do is pre-copy-on-write certain pages on exec. For example, if you run the <citerefentry><refentrytitle>ls</refentrytitle><manvolnum>1</manvolnum></citerefentry> program while running <command>vmstat 1</command> you will notice that it always takes a certain number of page faults, even when you run it over and over again. These are zero-fill faults, not program code faults (which were pre-faulted in already). Pre-copying pages on exec or fork is an area that could use more study. Realizar un fallo de Memoria Virtual no es costoso y la página subyacente ya está cargada y simplemente puede ser mapeada en el proceso, pero puede ser costoso si hay muchas de ellas de forma regular. Un buen ejemplo de esto es ejecutar un programa como <citerefentry><refentrytitle>ls</refentrytitle><manvolnum>1</manvolnum></citerefentry> o <citerefentry><refentrytitle>ps</refentrytitle><manvolnum>1</manvolnum></citerefentry> una y otra vez. Si el programa binario está mapeado en la memoria pero no lo está en la tabla de páginas, entonces todas las páginas que serán accedidas por el programa generarán un fallo cada vez que el programa se ejecute. Esto es innecesario cuando las páginas en cuestión ya están en la Caché de Memoria Virtual, de modo que FreeBSD intentará pre-poblar las tablas de páginas de un proceso con aquellas páginas que ya están en la Caché de Memoria Virtual. Algo que FreeBSD no hace todavía es un pre-copy-on-write de ciertas páginas al hacer exec. Por ejemplo, si ejecutas el programa <citerefentry><refentrytitle>ls</refentrytitle><manvolnum>1</manvolnum></citerefentry> mientras ejecutas <command>vmstat 1</command> notarás que siempre produce un cierto número de fallos de página, incluso cuando lo ejecutas una y otra vez. Estos son fallos de página de rellenados de ceros, no fallos de código de programa (que ya han sido pre-fallados). Realizar una pre-copia de páginas en un exec o fork es un área en el que ser sujeto de más estudio.
A large percentage of page faults that occur are zero-fill faults. You can usually see this by observing the <command>vmstat -s</command> output. These occur when a process accesses pages in its BSS area. The BSS area is expected to be initially zero but the VM system does not bother to allocate any memory at all until the process actually accesses it. When a fault occurs the VM system must not only allocate a new page, it must zero it as well. To optimize the zeroing operation the VM system has the ability to pre-zero pages and mark them as such, and to request pre-zeroed pages when zero-fill faults occur. The pre-zeroing occurs whenever the CPU is idle but the number of pages the system pre-zeros is limited in order to avoid blowing away the memory caches. This is an excellent example of adding complexity to the VM system in order to optimize the critical path. Un gran porcentaje de los fallos de página que se producen son fallos de rellenado de ceros. Habitualmente puedes verlo observando la salida del comando<command>vmstat -s</command>. Esto ocurre cuando un proceso accede a páginas de su área de BSS. Se espera que el área de BSS esté inicializada a cero pero el sistema de Memoria Virtual no se molesta en asignar ninguna memoria en absoluto hasta el momento en el que el proceso accede de verdad. Cuando se produce un fallo el sistema de Memoria Virtual no solo debe asignar una nueva página, tiene que inicializarla a cero también. Para optimizar la operación de rellenado de ceros el sistema de Memoria Virtual tiene la capacidad de pre-inicializar páginas a cero y marcarlas como tal, y solicitar páginas pre-inicializadas a cero cuando ocurre un fallo de rellenado de ceros. La pre-inicialización a cero ocurren cuando la CPU está ociosa pero el número de páginas que el sistema pre-inicializa a cero está limitado para evitar destrozar las cachés de memoria. Este es un ejemplo excelente de cómo añadir complejidad al sistema de Memoria Virtual para optimizar el camino crítico.
Page Table Optimizations Optimizaciones de la Tabla de Páginas
The page table optimizations make up the most contentious part of the FreeBSD VM design and they have shown some strain with the advent of serious use of <function>mmap()</function>. I think this is actually a feature of most BSDs though I am not sure when it was first introduced. There are two major optimizations. The first is that hardware page tables do not contain persistent state but instead can be thrown away at any time with only a minor amount of management overhead. The second is that every active page table entry in the system has a governing <literal>pv_entry</literal> structure which is tied into the <literal>vm_page</literal> structure. FreeBSD can simply iterate through those mappings that are known to exist while Linux must check all page tables that <emphasis>might</emphasis> contain a specific mapping to see if it does, which can achieve O(n^2) overhead in certain situations. It is because of this that FreeBSD tends to make better choices on which pages to reuse or swap when memory is stressed, giving it better performance under load. However, FreeBSD requires kernel tuning to accommodate large-shared-address-space situations such as those that can occur in a news system because it may run out of <literal>pv_entry</literal> structures. Las optimizaciones de la tabla de páginas constituyen la parte más controvertida del diseño de la Memoria Virtual de FreeBSD y ha mostrado cierta tensión con la llegada de uso serio de <function>mmap()</function>. Creo que esto en realidad es una característica de la mayor parte de los BSDS aunque no estoy seguro de cuándo se introdujo por primera vez. Hay dos optimizaciones principales. La primar es que las tablas de páginas hardware no contienen un estado persistente sino que pueden descartarse en cualquier momento con solo un pequeño sobre coste en la gestión. La segunda es que cada entrada en la tabla de páginas activas en el sistema tiene una estructura <literal>pv_entry</literal> que lo gobierna la cual está enlazada a la estructura <literal>vm_page</literal>. FreeBSD puede simplemente iterar sobre esos mapeos que se sabe que existen mientras Linux tiene que comprobar todas las tablas de páginas que <emphasis>podrían</emphasis> contener un mapeo específico para ver si es así, lo que puede provocar un sobre coste de O(n^2) en algunas situaciones. Por esto FreeBSD tiene a tomar mejores decisiones sobre qué páginas reutilizar o intercambiar cuando la memoria está bajo estrés, resultando en un mejor rendimiento bajo carga. Sin embargo, FreeBSD requiere ajustes del núcleo para acomodar situaciones con grandes espacios de direcciones compartidos como los que pueden darse en sistemas nuevos porque podría agotar las estructuras <literal>pv_entry</literal>.
Both Linux and FreeBSD need work in this area. FreeBSD is trying to maximize the advantage of a potentially sparse active-mapping model (not all processes need to map all pages of a shared library, for example), whereas Linux is trying to simplify its algorithms. FreeBSD generally has the performance advantage here at the cost of wasting a little extra memory, but FreeBSD breaks down in the case where a large file is massively shared across hundreds of processes. Linux, on the other hand, breaks down in the case where many processes are sparsely-mapping the same shared library and also runs non-optimally when trying to determine whether a page can be reused or not. Tanto Linux como FreeBSD necesitan trabajar en este área. FreeBSD trata de maximizar la ventaja de un potencialmente escado modelo de mapeo activo (no todos los procesos necesitan mapear todas las páginas de una biblioteca compartida por ejemplo), mientras que Linux trata de simplificar sus algoritmos. FreeBSD en general tiene la venta del rendimiento a costa de gastar algo más de memoria extra, pero FreeBSD se desmorona en el caso donde un fichero grande está compartido de forma masiva entre cientos de procesos. Linux, por otro lado, se desmorona en el caso donde muchos procesos mapean pocas porciones de la misma biblioteca compartida y también se ejecuta de forma no-óptima cuando intenta determinar si una página puede ser reutilizada o no.
Page Coloring Coloreado de Páginas
We will end with the page coloring optimizations. Page coloring is a performance optimization designed to ensure that accesses to contiguous pages in virtual memory make the best use of the processor cache. In ancient times (i.e. 10+ years ago) processor caches tended to map virtual memory rather than physical memory. This led to a huge number of problems including having to clear the cache on every context switch in some cases, and problems with data aliasing in the cache. Modern processor caches map physical memory precisely to solve those problems. This means that two side-by-side pages in a processes address space may not correspond to two side-by-side pages in the cache. In fact, if you are not careful side-by-side pages in virtual memory could wind up using the same page in the processor cache—leading to cacheable data being thrown away prematurely and reducing CPU performance. This is true even with multi-way set-associative caches (though the effect is mitigated somewhat). Terminaremos con las optimizaciones de coloreado de páginas. El coloreado de páginas es una optimización de rendimiento diseñada para asegurar que el acceso a páginas contiguas en memoria virtual hacen el mejor uso posible de la caché del procesador. Hace mucho tiempo (es decir, más de 10 años) las cachés de los procesadores solían mapear memoria virtual en lugar de memoria física. Esto produjo un gran número de problemas que incluyen tener que limpiar la caché en cada cambio de contexto en algunos casos, y problemas con los alias de datos en la caché. De hecho, si no tienes cuidado, páginas contiguas en memoria virtual podrían terminar utilizando la misma página en la caché del procesador—llevando a desechar prematuramente datos cacheables y reduciendo el rendimiento de la CPU. Esto es cierto incluso en cachés asociativas multi direccionales (aunque el efecto se mitiga algo).
FreeBSD's memory allocation code implements page coloring optimizations, which means that the memory allocation code will attempt to locate free pages that are contiguous from the point of view of the cache. For example, if page 16 of physical memory is assigned to page 0 of a process's virtual memory and the cache can hold 4 pages, the page coloring code will not assign page 20 of physical memory to page 1 of a process's virtual memory. It would, instead, assign page 21 of physical memory. The page coloring code attempts to avoid assigning page 20 because this maps over the same cache memory as page 16 and would result in non-optimal caching. This code adds a significant amount of complexity to the VM memory allocation subsystem as you can well imagine, but the result is well worth the effort. Page Coloring makes VM memory as deterministic as physical memory in regards to cache performance. El código de asignación de memoria de FreeBSD implementa optimizaciones de coloreado de páginas, lo que significa que el código se asignación de memoria intentará localizar páginas libres que son contiguas desde el punto de vista de la caché. Por ejemplo, si la página 16 de memoria física está asignada a la página 0 de la memoria virtual del proceso y la caché puede mantener 4 páginas, el código de coloreado de páginas no asignará la página 20 de memoria física a la página 1 de la memoria virtual de un proceso. En su lugar, asignaría la página 21 de memoria física. El código de coloreado de páginas intenta evitar la asignación de la página 20 porque esto mapea sobre la misma memoria cacheada que la página 16 y resultaría en un cacheo no óptimo. Este código añade una significativa complejidad al subsistema de asignación de memoria de la Memoria Virtual como puedes imaginar, pero el resultado merece la pena. El Coloreado de Páginas hace que la memoria de la Memoria Virtual sea tan determinista como la memoria física en términos de rendimiento de caché.
Conclusion Conclusión
Virtual memory in modern operating systems must address a number of different issues efficiently and for many different usage patterns. The modular and algorithmic approach that BSD has historically taken allows us to study and understand the current implementation as well as relatively cleanly replace large sections of the code. There have been a number of improvements to the FreeBSD VM system in the last several years, and work is ongoing. La Memoria Virtual en lo sistemas operativos modernos deben afrontar diversas situaciones de forma eficiente y para muchos patrones de uso distintos. La aproximación modular y algorítmica que históricamente ha tomado BSD nos permite estudiar y entender la implementación actual así como reemplazar piezas de código relativamente grandes de forma también relativamente limpia. Ha habido una serie de mejoras en el sistema e Memoria Virtual de FreeBSD en los últimos años, y el trabajo continua.
Bonus QA session by Allen Briggs <email>briggs@ninthwonder.com</email> Sesión extra de Preguntas y Respuestas por Allen Briggs <email>briggs@ninthwonder.com</email>
What is <quote>the interleaving algorithm</quote> that you refer to in your listing of the ills of the FreeBSD 3.X swap arrangements? ¿Qué es el <quote>algoritmo de entrelazado</quote> al que hiciste referencia en la lista de problemas del sistema de intercambio de FreeBSD 3.X?
FreeBSD uses a fixed swap interleave which defaults to 4. This means that FreeBSD reserves space for four swap areas even if you only have one, two, or three. Since swap is interleaved the linear address space representing the <quote>four swap areas</quote> will be fragmented if you do not actually have four swap areas. For example, if you have two swap areas A and B FreeBSD's address space representation for that swap area will be interleaved in blocks of 16 pages: FreeBSD utiliza un entrelazado de intercambio fijo con un valor por defecto de 4. Esto significa que FreeBSD reserva espacio para cuatro áreas de intercambio incluso si solo tienes una, dos o tres. Puesto que el espacio de intercambio está entrelazado el espacio lienal de direcciones que representa las <quote>cuatro áreas de intercambio</quote> estará fragmentado si en realidad no tienes cuatro áreas de intercambio. Por ejemplo, si tienes dos áreas de intercambio A y B la representación del espacio de direcciones en FreeBSD para ese área de intercambio estará entrelazada en bloques de 16 páginas:
A B C D A B C D A B C D A B C D A B C D A B C D A B C D A B C D
FreeBSD 3.X uses a <quote>sequential list of free regions</quote> approach to accounting for the free swap areas. The idea is that large blocks of free linear space can be represented with a single list node (<filename>kern/subr_rlist.c</filename>). But due to the fragmentation the sequential list winds up being insanely fragmented. In the above example, completely unused swap will have A and B shown as <quote>free</quote> and C and D shown as <quote>all allocated</quote>. Each A-B sequence requires a list node to account for because C and D are holes, so the list node cannot be combined with the next A-B sequence. FreeBSD 3.X utiliza una aproximación de <quote>lista secuencial de regiones libres</quote> para contabilizar las áreas de intercambio libres. La idea es que grandes bloques de espacio lineal libre puede ser representado con un único nodo en la lista (<filename>kern/subr_rlist.c</filename>). Pero debido a la fragmentación la lista termina estando completamente fragmentada. En el ejemplo superior, espacio de intercambio completamente sin utilizar hará que A y B se muestren como <quote>libre</quote> y C y D como <quote>todo asignado</quote>. Cada secuencia A-B requiere un nodo en la lista para ser contabilizado porque C y D son huecos, así que el nodo de la lista no puede ser combinado junto con la siguiente secuencia A-B.
Why do we interleave our swap space instead of just tack swap areas onto the end and do something fancier? It is a whole lot easier to allocate linear swaths of an address space and have the result automatically be interleaved across multiple disks than it is to try to put that sophistication elsewhere. ¿Por qué entrelazamos nuestro espacio de intercambio en lugar de mover las áreas hacia el final y hacer algo más interesante? Es mucho más fácil asignar rondas lineales de un espacio de direcciones y luego entrelazar automáticamente el resultado en múltiples discos en lugar de tratar de poner toda esa sofisticación en otro lado.
The fragmentation causes other problems. Being a linear list under 3.X, and having such a huge amount of inherent fragmentation, allocating and freeing swap winds up being an O(N) algorithm instead of an O(1) algorithm. Combined with other factors (heavy swapping) and you start getting into O(N^2) and O(N^3) levels of overhead, which is bad. The 3.X system may also need to allocate KVM during a swap operation to create a new list node which can lead to a deadlock if the system is trying to pageout pages in a low-memory situation. La fragmentación causa otros problemas. Al utilizar una lista lineal en 3.X, y tener una cantidad tan grande de fragmentación, asignar y liberar intercambio termina siendo un algoritmo O(N) en lugar de un algoritmo O(1). Junto con otros factores (mucho acceso al intercambio) y empiezas a tener niveles de sobrecarga de orden O(N^2) y O(N^3), lo que es malo. El sistema 3.X puede necesitar además asignar Memoria Virtual del Núcleo durante una operación de intercambio para crear un nuevo nodo en la lista lo que puede producir un bloqueo si el sistema está intentando desalojar páginas en una situación de memoria baja.
Under 4.X we do not use a sequential list. Instead we use a radix tree and bitmaps of swap blocks rather than ranged list nodes. We take the hit of preallocating all the bitmaps required for the entire swap area up front but it winds up wasting less memory due to the use of a bitmap (one bit per block) instead of a linked list of nodes. The use of a radix tree instead of a sequential list gives us nearly O(1) performance no matter how fragmented the tree becomes. En 4.X no utilizamos una lista secuencial. En su lugar utilizamos un árbol radix y mapas de bits de bloques de intercambio en lugar de nodos de listas por rangos. Sufrimos la penalización de preasignar todos los mapas de bits necesarios para todo el área de intercambio pero esto al final desaprovecha menos memroia debido al uso de un mapa de bits (un bit por bloque) en lugar de una lista enlazada de nodos. El uso del árbol radix en lugar de una lista secuencia nos proporciona un rendimiento de casi O(1) independientemente de cómo de fragmentado esté el árbol.
How is the separation of clean and dirty (inactive) pages related to the situation where you see low cache queue counts and high active queue counts in <command>systat -vm</command>? Do the systat stats roll the active and dirty pages together for the active queue count? ¿Cómo se relaciona la separación de páginas limpias y sucias (inactivas) con la situación donde puedes ver contadores bajos de la lista de cache y contadores altos de la lista activa en <command>systat -vm</command>? ¿Las estadísticas de systat cuentan las páginas activas y las sucias de forma conjunta en el contador de la cola activa?

Loading…

The page table optimizations make up the most contentious part of the FreeBSD VM design and they have shown some strain with the advent of serious use of <function>mmap()</function>. I think this is actually a feature of most BSDs though I am not sure when it was first introduced. There are two major optimizations. The first is that hardware page tables do not contain persistent state but instead can be thrown away at any time with only a minor amount of management overhead. The second is that every active page table entry in the system has a governing <literal>pv_entry</literal> structure which is tied into the <literal>vm_page</literal> structure. FreeBSD can simply iterate through those mappings that are known to exist while Linux must check all page tables that <emphasis>might</emphasis> contain a specific mapping to see if it does, which can achieve O(n^2) overhead in certain situations. It is because of this that FreeBSD tends to make better choices on which pages to reuse or swap when memory is stressed, giving it better performance under load. However, FreeBSD requires kernel tuning to accommodate large-shared-address-space situations such as those that can occur in a news system because it may run out of <literal>pv_entry</literal> structures.
Las optimizaciones de la tabla de páginas constituyen la parte más controvertida del diseño de la Memoria Virtual de FreeBSD y ha mostrado cierta tensión con la llegada de uso serio de <function>mmap()</function>. Creo que esto en realidad es una característica de la mayor parte de los BSDS aunque no estoy seguro de cuándo se introdujo por primera vez. Hay dos optimizaciones principales. La primar es que las tablas de páginas hardware no contienen un estado persistente sino que pueden descartarse en cualquier momento con solo un pequeño sobre coste en la gestión. La segunda es que cada entrada en la tabla de páginas activas en el sistema tiene una estructura <literal>pv_entry</literal> que lo gobierna la cual está enlazada a la estructura <literal>vm_page</literal>. FreeBSD puede simplemente iterar sobre esos mapeos que se sabe que existen mientras Linux tiene que comprobar todas las tablas de páginas que <emphasis>podrían</emphasis> contener un mapeo específico para ver si es así, lo que puede provocar un sobre coste de O(n^2) en algunas situaciones. Por esto FreeBSD tiene a tomar mejores decisiones sobre qué páginas reutilizar o intercambiar cuando la memoria está bajo estrés, resultando en un mejor rendimiento bajo carga. Sin embargo, FreeBSD requiere ajustes del núcleo para acomodar situaciones con grandes espacios de direcciones compartidos como los que pueden darse en sistemas nuevos porque podría agotar las estructuras <literal>pv_entry</literal>.
a month ago
The page table optimizations make up the most contentious part of the FreeBSD VM design and they have shown some strain with the advent of serious use of <function>mmap()</function>. I think this is actually a feature of most BSDs though I am not sure when it was first introduced. There are two major optimizations. The first is that hardware page tables do not contain persistent state but instead can be thrown away at any time with only a minor amount of management overhead. The second is that every active page table entry in the system has a governing <literal>pv_entry</literal> structure which is tied into the <literal>vm_page</literal> structure. FreeBSD can simply iterate through those mappings that are known to exist while Linux must check all page tables that <emphasis>might</emphasis> contain a specific mapping to see if it does, which can achieve O(n^2) overhead in certain situations. It is because of this that FreeBSD tends to make better choices on which pages to reuse or swap when memory is stressed, giving it better performance under load. However, FreeBSD requires kernel tuning to accommodate large-shared-address-space situations such as those that can occur in a news system because it may run out of <literal>pv_entry</literal> structures.
Las optimizaciones de la tabla de páginas constituyen la parte más controvertida del diseño de la Memoria Virtual de FreeBSD y ha mostrado cierta tensión con la llegada de uso serio de <function>mmap()</function>. Creo que esto en realidad es una característica de la mayor parte de los BSDS aunque no estoy seguro de cuándo se introdujo por primera vez. Hay dos optimizaciones principales. La primar es que las tablas de páginas hardware no contienen un estado persistente sino que pueden descartarse en cualquier momento con solo un pequeño sobre coste en la gestión. La segunda es que cada entrada en la tabla de páginas activas en el sistema tiene una estructura <literal>pv_entry</literal> que lo gobierna la cual está enlazada a la estructura <literal>vm_page</literal>. FreeBSD puede simplemente iterar sobre esos mapeos que se sabe que existen mientras Linux tiene que comprobar todas las tablas de páginas que <emphasis>podrían</emphasis> contener un mapeo específico para ver si es así, lo que puede provocar un sobre coste de O(n^2) en algunas situaciones. Por esto FreeBSD tiene a tomar mejores decisiones sobre qué páginas reutilizar o intercambiar cuando la memoria está bajo estrés, resultando en un mejor rendimiento bajo carga. Sin embargo, FreeBSD requiere ajustes del núcleo para acomodar situaciones con grandes espacios de direcciones compartidos como los que pueden darse en sistemas nuevos porque podría agotar las estructuras <literal>pv_entry</literal>.
a month ago
Browse all component changes

Things to check

Double space

Translation contains double space

Fix string

Reset

Glossary

English Spanish
Swap Intercambio FreeBSD Doc (Archived)
VM Memoria Virtual FreeBSD Doc (Archived)

Source information

Source string comment
(itstool) path: sect1/para
Source string location
article.translate.xml:547
String age
3 months ago
Source string age
a year ago
Translation file
articles/es/vm-design.po, string 69