Dean
简介
Apache是把正确性放在首位、把速度放在其次的通用Web服务器。即使这样，它的性能十分令人满意。许多站点只有不到10M的出口带宽。Apache能够在这些站点的低端Pentium服务器上全速工作。实际上，拥有更多带宽的站点出于一些原因（比如大量的CGI和数据库事务处理）需要用一台以上的机器满足带宽需求。这些原因导致了以往的Apache开发工作集中在正确性和可配置性。
不幸的是许多人过于重视某些指标，并把它们的原始数据当作评价Web服务器优劣的标准。被普遍接受标准的是“原始最低性能（bare minimum performance）”，而在这以外的其他速度指标只适用于很小部分的市场需求。但为了避免Apache在一些市场中受到排挤，我们在Apache1.3上尽了相当的努力，将它与高端服务器的差距减至最小。
另有一些人只是想试试这些东东能运行得多快。这些人竭力把Apache最后一滴性能挤出来，他们也想看看究竟是什么影响了Apache的性能。这篇文章的其余部分就是针对他们而撰的。
请注意本文适用于Unix上的Apache1.3，部分内容适用于NT平台。目前的Apache尚未在NT上进行优化。事实上，不同的编程模型使它在NT上的性能表现相当不好。（即POSIX模型。NT借助POSIX子系统模拟这种编程标准，因此效率很低。Apache2.0抛弃了POSIX直接与操作系统打交道，性能将有所飞跃——译者注）
关于硬件平台和操作系统
最直接影响Web服务器性能的硬件要数RAM。一台Web服务器从不应该访问内存交换区。交换增加了每次请求的延时，用户将因此认为“不够快”。他们会点击[停止]并重新装载网页，这将进一步增加服务器的负担。您能够也有必要调节MaxClients，使您的服务器不会衍生太多的子进程而导致交换。
除此之外的事情就没那么关键了。拥有快速的CPU、快速的网卡和硬盘都可以让您的服务器“足够快”。其实这足够快个词是需要凭经验去体会的。
操作系统的选用也是值得斟酌的大问题。普遍的准则是：及时得到操作系统提供商的最新TCP/IP补丁。迅速涌现的HTTP服务打破了截止到1994年乃至95年的Unix内核中设定的许多假设情况。理想的选择包括目前的FreeBSD和Linux。
关于运行时设置（Run-Time Configuration）
HostnameLookups
1.3版以前的Apache中，HostnameLookups的缺省值是On，这将导致每次请求时服务器都要进行NDS查询，从而增加了延迟。Apache1.3将此缺省值设为Off。在1.3及以后的版本中，如果您使用了任何allow from domain或deny from domain命令，所付出的代价将是两次DNS查询带来的延时（在一次逆向查询后跟着一次正向查询，以保证前者得到的结果是真实的）。因此为了得到最理想的性能应避免使用HostnameLookups（使用IP地址而非域名也是个好主意）。
限制命令的使用范围是可行的，比如使用类似
的容器。这种情况下，DNS查询只发生在符合条件的请求中。下面的例子使查询只发生在.html和.cgi文件的请求中：
HostnameLookups off
HostnameLookups on
关闭了DNS查询后，如果在您的CGI程序中需要DNS名称的话，可以考虑在那些程序中调用gethostbyname。
FollowSymLinks 和 SymLinksIfOwnerMatch
在任何情况下，只要您没有指定FollowSymLinks的选项（即Options FollowSymLinks），或者指定了SymLinksIfOwnerMatch选项，Apache将不得不调用额外的系统函数来检查符号链接。每次针对文件名的请求都将触发一次检查。比如您指定了：
DocumentRoot /www/htdocs
Options SymLinksIfOwnerMatch
当一个指向URI /index.html的请求到来时，Apache将对/www，/www/htdocs和/www/htdocs/index.html分别调用lstat(2)。不仅如此，lstat的结果是从不被缓存的，因此每次请求都要重新这样的检查。如果您的确需要安全的符号链接的话，可以试着这样做：
DocumentRoot /www/htdocs
Options FollowSymLinks
Options -FollowSymLinks +SymLinksIfOwnerMatch
这至少避免了对DocumentRoot目录本身的检查。请注意，如果在RocumentRoot之外有Alias或者RewriteRule涉及的目录，您需要为这些目录增加类似的选项。为了在无符号链接检查的情况下得到最佳性能，请在所有地方设置FollowSymLinks，并去掉所有的SymLinksIfOwnerMatch。
AllowOverride
在任何情况下，只要您允许覆盖（通常是.htaccess文件），Apache将试图为每次针对文件名称的请求打开.htaccess文件。比如：
DocumentRoot /www/htdocs
AllowOverride all
当指向URI /index.html的请求到来时，Apache将试图打开/.htaccess、/www/.htaccess和/www/htdocs/.htaccess。这个问题可以用类似解决FollowSymLinks的方法解决。为了得到最佳性能，在所有地方使用AllowOverride None。
内容协商
如果您对每处细微的性能调节都很在意，在可能的情况下避免内容协商（content-negotiation）。实际应用中，协商的益处超过了给性能带来的损失。您可以在一种情况下提速服务器：避免使用这样的通配符：
DirectoryIndex index
请列出所有可能的情况：
DirectoryIndex index.cgi index.pl index.shtml index.html
并把最常用的选择放在前面。
进程的建立
对于1.3版以前的Apache，MinSpareServers、MaxSpareServers、和StartServers这三个参数对性能测试的结果有巨大影响。Apache启动后需要一个“爬升”期使其子进程数与服务器的负载相平衡。刚刚启动的Apache生成StartServers个子进程。而后将每隔一秒生成一个新的子进程，最终达到MinSpareServers的要求。所以如果服务器用StartServers等于5的默认值启动后被100个客户并发访问，Apache将用后续的95秒种生成足够的子进程以平衡负载。由于现实中的服务器不经常启动，这种技术在实际应用中工作得很好。但在评测软件中的表现就不那么出色了，因为这些软件可能顶多运行10分钟。
一秒一个的规则防止服务器在生成子进程时过于忙碌。如果它忙于繁殖进程，请求将被搁置。但这个规则对直观性能的影响太大了，它必须有所改观。在Apache 1.3中，一秒一个的规则被废弃了。它首先衍生一个子进程，等一秒，衍生两个，等一秒，再衍生两个，直到一秒衍生32个子进程。随后它将保持这个速度直到满足MinSpareServers的要求。
这看起来足够好了。几乎不用在MinSpareServers、MaxSpareServers或StartServers上费工夫了。当每秒钟衍生的进程数超过4时，ErrorLog中会增加一条相应的记录。如果您看到了很多这样的提示，请调整这些参数。mod_status的输出会给您一些提示。
于进程相关的问题是由MaxRequestsPerChild导致的进程终止。MaxRequestsPerChild缺省地设置为0，意味每个子进程处理的请求数不受限制。如果当前的设置值非常小，您可能希望大幅度提升这个值。为了防止内存泄露，在SunOS或者低版本的Solaris上，应把此值设为10000左右。
如果使用了持续连接（keep-alives），子进程将繁忙等待（busy waiting）已打开连接的后续请求而不能做其他的事。缺省的15秒种试图使影响将至最底。您需要在网络带宽和服务器资源之间作出权衡。任何情况下，不应设置持续连接时间超过60秒。否则大部分好处将变成损失。
关于编译时设置
mod_status 和 ExtendedStatus On
如果在编译Apache时您包含了mod_status并且将ExtendedStatus设置为On，Apache将为每个请求进行两次gettimeofday(2)系统调用（或者针对不同的系统调用times(2)）及（在1.3以前的版本）许多次time(2)。这些都是为了在报告中含有时间戳。为了得到最佳性能，请将ExtendedStatus设为Off（这是缺省的设置）。
多socket中的accept 串行化
这部分文章将讨论Unix socket API不利的一方面。假设您的服务器用多个Listen命令侦听多个端口或者多个IP地址。Apache使用select(2)检测每个socket连接（connection）是否就绪。select(2)示意有零个或至少一个连接等待某个socket。Apache含有多个子进程，所有空闲的子进程同时侦听新的连接。原始的实现如下所示（这个例子不是真正的代码，它出于教学目的被简化了）
for (;;) {
for (;;) {
fd_set accept_fds;
FD_ZERO (&accept_fds);
for (i = first_socket; i <= last_socket; ++i) {
FD_SET (i, &accept_fds);
}
rc = select (last_socket+1, &accept_fds, NULL, NULL, NULL);
if (rc < 1) continue;
new_connection = -1;
for (i = first_socket; i <= last_socket; ++i) {
if (FD_ISSET (i, &accept_fds)) {
new_connection = accept (i, NULL, NULL);
if (new_connection != -1) break;
}
}
if (new_connection != -1) break;
}
process the new_connection;
}
但这种实现会引起严重的饥饿问题。由于多个子进程同时执行这个循环，它们将在select中阻塞。当任何socket上出现一个请求时，所有被阻塞的进程将复苏，并从select返回（苏醒进程的数量取决于操作系统和时间）。它们将继续执行并试图接受这个连接，但只有一个进程会成功（假设目前仍只有一个连接），其余进程将阻塞在accept中。这将把所有失败的进程锁定，使它们只为一个socket上的请求服务。它们会一直被阻塞，直到在那个socket上出现足够的请求把它们唤醒。这一饥饿问题首先在PR#467被提出。至少有两种解决它的方法。
一种方案是使用非阻塞的socket。这种情况下，accept不会阻塞子进程，它们将会立即返回。但这种方案会造成CPU时间的浪费。假设有十个在select中的空闲进程，而后到来了一个连接请求。九个进程将苏醒、试图接受连接、失败，并返回select，这些进程实际什么都没做。而且如果在这期间，其他socket上出现请求，没有哪个进程会为它服务。总而言之，这种方案不是十分有效，除非您拥有和空闲子进程数目相当的CPU——恐怕不切实际。
另一种方案被Apache采纳。这种方案串行化（serialize）对内层循环的调用。代码如下所示（改进的部分被加粗显示）：
for (;;) {
accept_mutex_on ();
for (;;) {
fd_set accept_fds;
FD_ZERO (&accept_fds);
for (i = first_socket; i <= last_socket; ++i) {
FD_SET (i, &accept_fds);
}
rc = select (last_socket+1, &accept_fds, NULL, NULL, NULL);
if (rc < 1) continue;
new_connection = -1;
for (i = first_socket; i <= last_socket; ++i) {
if (FD_ISSET (i, &accept_fds)) {
new_connection = accept (i, NULL, NULL);
if (new_connection != -1) break;
}
}
if (new_connection != -1) break;
}
accept_mutex_off ();
process the new_connection;
}
accept_mutex_on和accept_mutex_off 两个函数实现了互斥量（mutual exclusion semaphore），在任意时刻只能有一个子进程拥有互斥量。多种方法可以实现互斥量。在src/conf.h（1.3版之前）或src/include/ap_config.h（1.3版及以后）可以作出以下选择。一些系统不提供任何互斥方法。在这些系统上使用多个Listen命令是不保险的。
USE_FLOCK_SERIALIZED_ACCEPT
此方法用flock(2)系统调用对一个锁文件加锁。（此文件在LockFile命令中指定）
USE_FCNTL_SERIALIZED_ACCEPT
此方法用flock(2)系统调用对一个锁文件加锁。（此文件在LockFile命令中指定）
USE_SYSVSEM_SERIALIZED_ACCEPT
（1.3版及以后）此方法借助SysV的信号量（semaphores）实现互斥。但不巧的是SysV信号量有一些负面作用。一是Apache可能在清除信号量之前非正常终止；二是在使用信号量API时需要考虑到任何与服务器UID相同的CGI程序可以进行拒绝服务攻击（就是说所有的CGI程序都可以这样做，除非使用suexec或cgiwrapper之类的方法）。所以，这种方法并不被IRIX之外的系统广泛采纳（由于大多数IRIX系统上，使用前两种方法的代价太大）。
USE_USLOCK_SERIALIZED_ACCEPT
（1.3版及以后）此方法仅在IRIX上可用。它调用usconfig(2)创建互斥量。虽然这种方法避免了对SysV信号量的种种争议，但它不是IRIX的缺省方案。这是由于在单处理器的IRIX系统 （5.3或6.2）上，uslock代码比SysV信号量慢两个数量级；但在多处理器的IRIX中前者比后者快一个数量级。这无非使问题复杂化了。所以在多处理器IRIX系统上，您需要用如下的附加参数编译Apache：
在EXTRA_CFLAGS中添加-DUSE_USLOCK_SERIALIZED_ACCEPT
USE_PTHREAD_SERIALIZED_ACCEPT
（1.3版及以后）此方法实现了POSIX标准互斥量。它理应可以工作在任何实现了全部POSIX线程规范的系统上，但事实是只有在Solaris 2.5或以上的系统及特定的配置中才能工作。如果您尝试这种方法的话，需要小心服务器挂起或者没有响应。服务器在只输出静态网页的情况下运行得很好。
如果您的系统上有其他串行化的方法，为它书写代码（并把补丁寄给Apache）是值得的。
有一个考虑到但从未实现的方案是对循环部分地串行化——即允许一定数目的进程进入循环。在同一时刻可运行若干进程的多处理器系统上，这个主意是满不错的。而且前面提到的方案并没有充分利用带宽。可由于高度并行化的服务器实在少见，这个方案的优先级比较低。
为了得到最佳性能，不用多侦听命令是最理想的。请继续往下看。
单socket中的accept串行化
以上言及的方案对多socket服务器是相当不错的，但只有一个socket的情况又如何呢？理论上，由于在连接请求到来之前所有子进程将阻塞在accept中，单个socket不会产生上述种种问题。但实际上，上述非阻塞解决方案所带来的“回旋（spinning）”问题在这里只不过被掩盖起来了。在绝大多数TCP协议栈的实现中，一个接请求到来时内核将唤醒所有阻塞在accept中的进程。它们之一将得到此请求并返回用户空间，其余的进程将返回内核重新休眠。这将带来与多socket非阻塞解决方案相同的资源浪费。
由于这点原因，我们发现如果为socket串行化，许多系统表现得更“友好”——即使是一个socket的情况。这是单个socket串行化作为绝大多数情况的缺省配置的原因。在Linux上不甚精确的（Linux 2.0.30 / 双Pentium Pro 166 w / 128Mb内存）实验表明，对每次请求而言，串行化的单个socket仅比没有串行化的socket损失不到3%的性能。但未串行化的socket显示出每次连接请求100毫秒的延时。这也可能仅仅由于过长的通讯距离造成的。如果您不想串行化单个socket，可以定义宏SINGLE_LISTEN_UNSERIALIZED_ACCEPT。这样，仅有一个socket的服务器将不会串行化。
延迟关闭（Lingering Close）
就象draft-ietf-http-connection-00.txt第8节讨论的那样，为了使服务器能够可靠地实现HTTP协议，有必要独立地关闭每个方向上的通讯（每个TCP连接有两个方向，每个方向是分别独立的）。这个事实往往被其他服务器所忽视，而Apache 1.2就已经正确地处理了。
当这个特性增加到Apache中时却在许多版本的Unix中引起了问题。这是TCP规范的短见造成的——它没有声明FIN_WAIT_2有超时，但也没有阻止这样的实现。在没有超时的系统中，Apache 1.2将导致许多socket将永远处于FIN_WAIT_2的状态。这可以简单地用打最新TCP/IP补丁的方法避免。然而在提供商从不发行补丁的系统上（也就是SunOS4——虽然得到源代码许可证的人可以自己打补丁），我们决定不直接使用这一特性。
有两种实现这个特性的办法：一是socket的SO_LINGER选项。但似乎是命中注定，在多数TCP/IP协议栈中它从来不能正确地实现。即使是在提供了正确实现的平台（即Linux 2.0.31）上，这种方法也要比第二种方法代价（指CPU时间）高得多。
大多数情况下，Apache在一个叫lingering_close的函数中实现了它（在 http_main.c）。这个函数大致如下所示：
void lingering_close (int s)
{
char junk_buffer[2048];
/* shutdown the sending side */
shutdown (s, 1);
signal (SIGALRM, lingering_death);
alarm (30);
for (;;) {
select (s for reading, 2 second timeout);
if (error) break;
if (s is ready for reading) {
read (s, junk_buffer, sizeof (junk_buffer));
/* just toss away whatever is here */
}
}
close (s);
}
这自然增加了连接结束时的开销，但它是可靠的实现所必需的。随着HTTP/1.1的日益盛行，所有连接都是持久的，这种开销将被众多的连接请求抵消。如果您想冒险禁止这一特性的话，可以定义宏NO_LINGCLOSE，但这显然是不被推荐的。实际上，由于在HTTP/1.0中持久的管道式连接越来越普遍，lingering_close几乎是必须的选择。（管道式连接非常高效，所以您还是希望支持它的吧）
记分板文件
Apache利用一种叫做记分板（scoreboard）的技术在父、子进程间通讯。它的理想实现是在共享内存中。有的操作系统允许我们直接访问共享内存，或者提供它们的确切端口。在这些系统中的典型实现就是共享内存记分板。其他的系统则将磁盘上的文件作为缺省实现。磁盘文件不仅低效而且不稳定（又没有什么优势）。请为您的操作系统仔细阅读src/main/conf.h文件，并在其中寻找USE_MMAP_SCOREBOARD或者USE_SHMGET_SCOREBOARD。定义它们之一（以及相应的HAVE_MMAP和HAVE_SHMGET）将允许Apache使用共享内存。如果您系统的内存共享机制与众不同，请编辑src/main/http_main.c并增加Apache所需的挂钩函数（同时请把补丁寄给我们）
注：直到1.2版，Apache的Linux版才开始使用共享内存。这一疏忽使得以前版本的Apache在Linux上表现得很不理想。
DYNAMIC_MODULE_LIMIT
如果您不打算支持动态加载模块的话（准备榨出最后一滴性能的您可能希望如此），编译服务器时请设定参数-DDYNAMIC_MODULE_LIMIT=0。这将节省出为动态加载模块而分配的内存。
附录：对某次跟踪状况的详细分析
本附录描述了运行在Linux上的Apache 1.3系统调用的跟踪情况。运行时（run-time）配置文件中除了必要的缺省选项外还增加了：
AllowOverride none
Options FollowSymLinks
被请求的文件是一个6K的静态网页，其中不包含特殊内容。对于非静态或者伴随有内容协商的请求，跟踪结果将有明显的不同（一些情况下会十分晦涩）。我们将首先列出完整的跟踪结果，然后逐条进行分析。（它是由strace跟踪程序生成的，其他类似的程序包括truss、ktrace和par）
accept(15, {sin_family=AF_INET, sin_port=htons(22283), sin_addr=inet_addr(""127.0.0.1"")}, [16]) = 3
flock(18, LOCK_UN) = 0
sigaction(SIGUSR1, {SIG_IGN}, {0x8059954, [], SA_INTERRUPT}) = 0
getsockname(3, {sin_family=AF_INET, sin_port=htons(8080), sin_addr=inet_addr(""127.0.0.1"")}, [16]) = 0
setsockopt(3, IPPROTO_TCP1, [1], 4) = 0
read(3, ""GET /6k HTTP/1.0rnUser-Agent: ""..., 4096) = 60
sigaction(SIGUSR1, {SIG_IGN}, {SIG_IGN}) = 0
time(NULL) = 873959960
gettimeofday({873959960, 404935}, NULL) = 0
stat(""/home/dgaudet/ap/apachen/htdocs/6k"", {st_mode=S_IFREG|0644, st_size=6144, ...}) = 0
open(""/home/dgaudet/ap/apachen/htdocs/6k"", O_RDONLY) = 4
mmap(0, 6144, PROT_READ, MAP_PRIVATE, 4, 0) = 0x400ee000
writev(3, [{""HTTP/1.1 200 OKrnDate: Thu, 11""..., 245}, {""""..., 6144}], 2) = 6389
close(4) = 0
time(NULL) = 873959960
write(17, ""127.0.0.1 - - [10/Sep/1997:23:39""..., 71) = 71
gettimeofday({873959960, 417742}, NULL) = 0
times({tms_utime=5, tms_stime=0, tms_cutime=0, tms_cstime=0}) = 446747
shutdown(3, 1 /* send */) = 0
oldselect(4, [3], NULL, [3], {2, 0}) = 1 (in [3], left {2, 0})
read(3, """", 2048) = 0
close(3) = 0
sigaction(SIGUSR1, {0x8059954, [], SA_INTERRUPT}, {SIG_IGN}) = 0
munmap(0x400ee000, 6144) = 0
flock(18, LOCK_EX) = 0
accept串行化：
flock(18, LOCK_UN) = 0
...
flock(18, LOCK_EX) = 0
这两个调用可以被上文提到的宏SINGLE_LISTEN_UNSERIALIZED_ACCEPT去掉。
对信号SIGUSR1的处理：
sigaction(SIGUSR1, {SIG_IGN}, {0x8059954, [], SA_INTERRUPT}) = 0
...
sigaction(SIGUSR1, {SIG_IGN}, {SIG_IGN}) = 0
...
sigaction(SIGUSR1, {0x8059954, [], SA_INTERRUPT}, {SIG_IGN}) = 0
引起它们的原因是“温和重启”（graceful restart ——用SIGUSR1而不是SIGHUP使Apache重新启动。这种方式为Apache留出了自行处理的余地——译者注）。当父进程收到SIGUSR1后，它将把这一信号传递给所有子进程（同时递增在共享内存中更新计数器的值“generation counter”）。所有空闲的子进程（即在两次连接之间的子进程）收到信号后将立即终止。所有处于持续连接（keep-alive）但在两次请求之间的子进程也将立即终止。但处于连接中并等待第一次请求的子进程将不会立即终止。
为了说明它的必要性，请考虑一个浏览器对已关闭连接的处理。如果已关闭的连接是持续连接，而且下一个请求不是该连接的第一个请求，浏览器将不动声色地建立另一个连接并重新发出请求。由于服务器任何时候都可能关闭一个持续连接（可能因为超时或者超过了最大请求数目），这样处理是有必要的。但是，如果在回应第一个请求前连接就被关闭，浏览器通常会显示“文档中无数据”的对话框（或者显示被折断的图片）。这是在假设服务器非正常终止（或者太忙）的情况下作出的反应。因此，Apache力图避免在作出任何回应前就关闭连接。这就是处理SIGUSR1的原因。
尽管在理论上避免那三个调用是可行的，但在粗略的测试中这样的改进是微不足道的。
为了实现虚拟主机，Apache需要用本地socket地址接受连接：
getsockname(3, {sin_family=AF_INET, sin_port=htons(8080), sin_addr=inet_addr(""127.0.0.1"")}, [16]) = 0
在许多情况下都有可能去掉这个调用（比如没有虚拟主机，或者在Listen命令中的地址不含通配符）。但目前尚未对此进行优化。
Apache关掉了Nagle算法：
setsockopt(3, IPPROTO_TCP1, [1], 4) = 0
考虑到John Heidemann的论文中提及的问题，请关注两个time调用：
time(NULL) = 873959960
...
time(NULL) = 873959960
第一个出现在请求的开始，另一个用于写入日志。前者是正确实现HTTP协议所必须的，后者的出现是因为通用日志格式指定了记录中包含时间戳。自定义日志模块能够去掉这个调用。或者您可以用某些方法把时间移到共享内存中。参见补丁一节。
正如前文描述的那样，ExtendedStatus On将引发两次gettimeofday调用和一次times调用：
gettimeofday({873959960, 404935}, NULL) = 0
...
gettimeofday({873959960, 417742}, NULL) = 0
times({tms_utime=5, tms_stime=0, tms_cutime=0, tms_cstime=0}) = 446747
ExtendedStatus Off （即缺省值）将避免这些调用。
这个调用看起来也许有些奇怪：
stat(""/home/dgaudet/ap/apachen/htdocs/6k"", {st_mode=S_IFREG|0644, st_size=6144, ...}) = 0
它用于生成CGI程序所需的PATH_INFO环境变量。事实上，对于指向/cgi-bin/printenv/foobar的某个请求，stat将被调用两次。第一次调用查询/home/dgaudet/ap/apachen/cgi-bin/printenv/foobar，但它并不存在；第二次调用查询/home/dgaudet/ap/apachen/cgi-bin/printenv，它是存在的。无论如何，对于静态请求而言，至少需要一次调用。文件尺寸和修改时间被用来生成HTTP头标（比如Content-Length和Last-Modified）并用来实现协议的特色部分（比如If-Modified-Since）。一个聪明的服务器能够对非静态的请求避免调用stat，但是这样的实现对于模块化的Apache来说太难了。
所有静态文件使用mmap：
mmap(0, 6144, PROT_READ, MAP_PRIVATE, 4, 0) = 0x400ee000
...
munmap(0x400ee000, 6144) = 0
在一些系统上mmap小文件的效率不如直接读取该文件。宏MMAP_THRESHOLD用来设置应用mmap时的最小文件尺寸。缺省值是0（但在SunOS4上的缺省值是8129。实验证明这个值在该系统上比较理想）类似lmbench的工具可以帮助您在您的系统上进行优化设置。
您也许乐意在MMAP_SEGMENT_SIZE上做个实验（缺省值32768）。它决定了被mmap的文件将以一次多少个字节写出。Apache只在每次write之间重置客户的超时时间，因此把这个值设得过大容易把带宽较窄的用户拒之门外——除非同时增加Timeout。
您的系统有可能根本不用mmap。如果是这样的话，定义USE_MMAP_FILES和HAVE_MMAP也许会奏效（如果它真的有效请告诉我们）。
Apache尽全力避免在内存中拷贝数据。对任何请求的首次写出都将借助writev合并头标及第一块数据：
writev(3, [{""HTTP/1.1 200 OKrnDate: Thu, 11""..., 245}, {""""..., 6144}], 2) = 6389
当进行HTTP/1.1块状编码时，Apache将生成最多为4个元素的writev。它的目标是将字节拷贝至内核，这是典型情况下必须做的事情（为了组装网络数据包）。2.0.31之前的Linux并不进行合并，而是为每个元素生成一个数据包。因此升级系统是一个好主意。定义NO_WRITEV将阻止这种合并，但将使得块状编码的性能很差。
日志文件的写入工作
write(17, ""127.0.0.1 - - [10/Sep/1997:23:39""..., 71) = 71
能够被宏定义BUFFERED_LOGS推迟。这种情况下，在真正写入文件之前，最多PIPE_BUF个字节（POSIX标准定义的常量）的日志信息将被缓存。由于写入条目不是atomic的（就是说来自不同子进程的信息将混合在一起），因此跨越PIPE_BUF边界的条目不会被分割。当子进程终止时，Apache用出色的方式将缓存排空。
延迟关闭引发了四个系统调用：
shutdown(3, 1 /* send */) = 0
oldselect(4, [3], NULL, [3], {2, 0}) = 1 (in [3], left {2, 0})
read(3, """", 2048) = 0
close(3) = 0
这些在前文已经提及。
当我们使用了-DSINGLE_LISTEN_UNSERIALIZED_ACCEPT、-DBUFFERED_LOGS 和 ExtendedStatus Off 的优化参数后，最终得到的跟踪结果如下：
accept(15, {sin_family=AF_INET, sin_port=htons(22286), sin_addr=inet_addr(""127.0.0.1"")}, [16]) = 3
sigaction(SIGUSR1, {SIG_IGN}, {0x8058c98, [], SA_INTERRUPT}) = 0
getsockname(3, {sin_family=AF_INET, sin_port=htons(8080), sin_addr=inet_addr(""127.0.0.1"")}, [16]) = 0
setsockopt(3, IPPROTO_TCP1, [1], 4) = 0
read(3, ""GET /6k HTTP/1.0rnUser-Agent: ""..., 4096) = 60
sigaction(SIGUSR1, {SIG_IGN}, {SIG_IGN}) = 0
time(NULL) = 873961916
stat(""/home/dgaudet/ap/apachen/htdocs/6k"", {st_mode=S_IFREG|0644, st_size=6144, ...}) = 0
open(""/home/dgaudet/ap/apachen/htdocs/6k"", O_RDONLY) = 4
mmap(0, 6144, PROT_READ, MAP_PRIVATE, 4, 0) = 0x400e3000
writev(3, [{""HTTP/1.1 200 OKrnDate: Thu, 11""..., 245}, {""""..., 6144}], 2) = 6389
close(4) = 0
time(NULL) = 873961916
shutdown(3, 1 /* send */) = 0
oldselect(4, [3], NULL, [3], {2, 0}) = 1 (in [3], left {2, 0})
read(3, """", 2048) = 0
close(3) = 0
sigaction(SIGUSR1, {0x8058c98, [], SA_INTERRUPT}, {SIG_IGN}) = 0
munmap(0x400e3000, 6144) = 0
只剩下19个系统调用了。其中有四个很容易被移走，但没有什么必要了。
附录：可用的补丁
这里有一些1.3版的性能补丁。但随着1.3.0版的发行它们可能有些过时。对掌握一点C语言的知识的人来说，升级它们并不是难事。特别地：
有一个补丁去掉所有time(2)系统调用。
有一个补丁去掉mod_include中的许多系统调用，它们仅出于向后兼容而被少数站点所使用。
有一个补丁结合了上面两个特性，并通过去掉一些特性使服务器加速。
附录：预分支（Pre-Forking）模型
Unix上的Apache是应用了预分支模型的服务器。父进程的责任仅在于繁衍子进程，它从不响应来自socket的任何请求。真正处理连接的是子进程，每个子进程在终止之前会（逐一地）为多个连接服务。父进程根据服务器负载的变化（通过监视记分板，记分板由子进程负责保持同步）生成新的或者杀掉旧的子进程。
这种模型为服务器提供了其他模型所不具备的健壮。父进程的代码非常简单，它有足够的信心保证在不出现错误的情况下持续运行。子进程就很复杂了，而且当您加入了第三方提供的模块后，将冒segmentation fault和其他崩溃的危险。即便这样的事情发生了，也只会影响到一个连接。父进程将继续为请求服务，并迅速替换掉已经死亡的子进程。
预分支在不同的Unix之间有良好的可移植性。Apache向来将它作为重要的目标之一，并且将保持下去。
但预分支模型由于各种各样的性能问题而饱受批判。主要的因素是分支进程带来的负担、上下文切换带来的负担和多个进程为内存带来的负担。另外它不能为请求提供有效的缓存机制（比如mmap文件池）。另有一些模型。JAWS project的论文(http://www.cs.wustl.edu/~jxh/research/research.html)对它们进行了详细的分析。实际上，所有这些模型带来的性能损失在不同操作系统上的差别迥异。
Apache的内核代码已经支持多线程。NT上的Apache 1.3就是多线程的。至少有另外两种实验性的多线程Apache：一个基于1.3内核并运行在DCE上；另一个基于1.0内核，它使用了一套自定义的用户级线程库。它们都不是对公众发行的。有一个已经发行了的Apache实验版本：运行于Netscape运行时可移植(http://www.mozilla.org/docs/refList/refNSPR/)（Portable Run Time）平台上的1.3版，可以在此下载(http://www.arctic.org/~dgaudet/apache/2.0/)（如果您准备使用它的话，欢迎您加入new-httpd邮件列表(http://dev.apache.org/mailing-lists)）。被重新设计的Apache2.0将包含抽象化的服务器模型，它使我们可以既支持预分支模型，又支持多种线程模型