Die sysctl(8)-Variable vfs.vmiodirenable besitzt in der Voreinstellung den Wert 1. Die Variable kann auf den Wert 0 (deaktiviert) oder 1 (aktiviert) gesetzt werden. Sie steuert, wie Verzeichnisse vom System zwischengespeichert werden. Die meisten Verzeichnisse sind klein und benutzen nur ein einzelnes Fragment, typischerweise 1 kB, im Dateisystem und 512 Bytes im Buffer-Cache. Ist die Variable deaktiviert, wird der Buffer-Cache nur eine limitierte Anzahl Verzeichnisse zwischenspeichern, auch wenn das System über sehr viel Speicher verfügt. Ist die Variable aktiviert, kann der Buffer-Cache den VM-Page-Cache benutzen, um Verzeichnisse zwischenzuspeichern. Der ganze Speicher steht damit zum Zwischenspeichern von Verzeichnissen zur Verfügung. Der Nachteil bei dieser Vorgehensweise ist, dass zum Zwischenspeichern eines Verzeichnisses mindestens eine physikalische Seite im Speicher, die normalerweise 4 kB groß ist, anstelle von 512 Bytes gebraucht wird. Es wird empfohlen, diese Option aktiviert zu lassen, wenn Sie Dienste zur Verfügung stellen, die viele Dateien manipulieren. Beispiele für solche Dienste sind Web-Caches, große Mail-Systeme oder Netnews. Die aktivierte Variable vermindert, trotz des verschwendeten Speichers, in aller Regel nicht die Leistung des Systems, obwohl Sie das nachprüfen sollten.

In der Voreinstellung besitzt die sysctl(8)-Variable vfs.write_behind den Wert 1 (aktiviert). Mit dieser Einstellung schreibt das Dateisystem anfallende vollständige Cluster, die besonders beim sequentiellen Schreiben großer Dateien auftreten, direkt auf das Medium aus. Dies verhindert, dass sich im Buffer-Cache veränderte Puffer (dirty buffers) ansammeln, die die I/O-Verarbeitung nicht mehr beschleunigen würden. Unter bestimmten Umständen blockiert diese Funktion allerdings Prozesse. Setzen Sie in diesem Fall die Variable vfs.write_behind auf den Wert 0.

Die sysctl(8)-Variable vfs.hirunningspace bestimmt systemweit die Menge ausstehender Schreiboperationen, die dem Platten-Controller zu jedem beliebigen Zeitpunkt übergeben werden können. Normalerweise können Sie den Vorgabewert verwenden. Auf Systemen mit vielen Platten kann der Wert aber auf 4 bis 5 Megabyte erhöht werden. Ein zu hoher Wert (größer als der Schreib-Schwellwert des Buffer-Caches) kann zu Leistungsverlusten führen. Setzen Sie den Wert daher nicht zu hoch! Hohe Werte können auch Leseoperationen verzögern, die gleichzeitig mit Schreiboperationen ausgeführt werden.

Es gibt weitere sysctl(8)-Variablen, mit denen Sie den Buffer-Cache und den VM-Page-Cache beeinflussen können. Es wird nicht empfohlen, diese Variablen zu verändern, da das VM-System den virtuellen Speicher selbst sehr gut verwaltet.

Die sysctl(8)-Variable vm.swap_idle_enabled ist für große Mehrbenutzer-Systeme gedacht, auf denen sich viele Benutzer an- und abmelden und auf denen es viele Prozesse im Leerlauf (idle) gibt. Solche Systeme fragen kontinuierlich freien Speicher an. Wenn Sie die Variable vm.swap_idle_enabled aktivieren, können Sie die Auslagerungs-Hysterese von Seiten mit den Variablen vm.swap_idle_threshold1 und vm.swap_idle_threshold2 einstellen. Die Schwellwerte beider Variablen geben die Zeit in Sekunden an, in denen sich ein Prozess im Leerlauf befinden muss. Wenn die Werte so eingestellt sind, dass Seiten früher als nach dem normalen Algorithmus ausgelagert werden, verschafft das dem Auslagerungs-Prozess mehr Luft. Aktivieren Sie diese Funktion nur, wenn Sie sie wirklich benötigen: Die Speicherseiten werden eher früher als später ausgelagert. Der Platz im Swap-Bereich wird dadurch schneller verbraucht und die Plattenaktivitäten steigen an. Auf kleinen Systemen hat diese Funktion spürbare Auswirkungen. Auf großen Systemen, die sowieso schon Seiten auslagern müssen, können ganze Prozesse leichter in den Speicher geladen oder ausgelagert werden.

Obwohl das Abstellen des IDE-Schreib-Zwischenspeichers die Bandbreite zum Schreiben auf die IDE-Festplatte verringert, kann es aus Gründen der Datenkonsistenz als notwendig angesehen werden. Das Problem ist, dass IDE-Platten keine zuverlässige Aussage über das Ende eines Schreibvorgangs treffen. Wenn der Schreib-Zwischenspeicher aktiviert ist, werden die Daten nicht in der Reihenfolge ihres Eintreffens geschrieben. Es kann sogar passieren, dass das Schreiben mancher Blöcke im Fall von starker Plattenaktivität auf unbefristete Zeit verzögert wird. Ein Absturz oder Stromausfall zu dieser Zeit kann die Dateisysteme erheblich beschädigen. Sie sollten den Wert der sysctl(8)-Variable hw.ata.wc auf dem System überprüfen. Wenn der Schreib-Zwischenspeicher abgestellt ist, können Sie ihn beim Systemstart aktivieren, indem Sie die Variable in /boot/loader.conf auf den Wert 1 setzen.

Weitere Informationen finden Sie in ata(4).

Mit der Kerneloption SCSI_DELAY kann die Dauer des Systemstarts verringert werden. Der Vorgabewert ist recht hoch und er verzögert den Systemstart um 15 oder mehr Sekunden. Normalerweise kann dieser Wert, insbesondere mit modernen Laufwerken, mit der sysctl(8)-Variable kern.cam.scsi_delay auf 5 Sekunden heruntergesetzt werden. Die Variable sowie die Kerneloption verwenden für die Zeitangabe Millisekunden und nicht Sekunden.

Bei einem Metadaten-Update werden die Inodes und Verzeichniseinträge aktualisiert auf die Platte zurückgeschrieben. Es gibt zwei klassische Ansätze, um die Metadaten des Dateisystems auf die Platte zu schreiben.

Das historisch übliche Verfahren waren synchrone Updates der Metadaten, d. h. wenn eine Änderung an einem Verzeichnis nötig war, wurde anschließend gewartet, bis diese Änderung tatsächlich auf die Platte zurückgeschrieben worden war. Der Inhalt der Dateien wurde im „Buffer Cache“ zwischengespeichert und später asynchron auf die Platte geschrieben. Der Vorteil dieser Implementierung ist, dass sie sicher funktioniert. Wenn während eines Updates ein Ausfall erfolgt, haben die Metadaten immer einen konsistenten Zustand. Eine Datei ist entweder komplett angelegt oder gar nicht. Wenn die Datenblöcke einer Datei im Fall eines Absturzes noch nicht den Weg aus dem „Buffer Cache“ auf die Platte gefunden haben, kann fsck(8) das Dateisystem reparieren, indem es die Dateilänge einfach auf 0 setzt. Außerdem ist die Implementierung einfach und überschaubar. Der Nachteil ist, dass Änderungen der Metadaten sehr langsam vor sich gehen. Ein rm -r beispielsweise fasst alle Dateien eines Verzeichnisses der Reihe nach an, aber jede dieser Änderungen am Verzeichnis (Löschen einer Datei) wird einzeln synchron auf die Platte geschrieben. Gleiches beim Auspacken großer Hierarchien mit tar -x.

Der zweite Ansatz sind asynchrone Metadaten-Updates. Das ist der Standard, wenn UFS-Dateisysteme mit mount -o async eingehängt werden. Man schickt die Updates der Metadaten einfach auch noch über den „Buffer Cache“, sie werden also zwischen die Updates der normalen Daten eingeschoben. Vorteil ist, dass man nun nicht mehr auf jeden Update warten muss, Operationen, die zahlreiche Metadaten ändern, werden also viel schneller. Auch hier ist die Implementierung sehr einfach und wenig anfällig für Fehler. Nachteil ist, dass keinerlei Konsistenz des Dateisystems mehr gesichert ist. Wenn mitten in einer Operation, die viele Metadaten ändert, ein Ausfall erfolgt (Stromausfall, drücken des Reset-Schalters), dann ist das Dateisystem anschließend in einem unbestimmten Zustand. Niemand kann genau sagen, was noch geschrieben worden ist und was nicht mehr; die Datenblöcke einer Datei können schon auf der Platte stehen, während die inode Tabelle oder das zugehörige Verzeichnis nicht mehr aktualisiert worden ist. Man kann praktisch kein fsck(8) mehr implementieren, das diesen Zustand wieder reparieren kann, da die dazu nötigen Informationen einfach auf der Platte fehlen. Wenn ein Dateisystem irreparabel beschädigt wurde, hat man nur noch die Möglichkeit es neu zu erzeugen und die Daten vom Backup zurückspielen.

Der Ausweg aus diesem Dilemma ist ein dirty region logging, was auch als Journalling bezeichnet wird. Man schreibt die Metadaten-Updates zwar synchron, aber nur in einen kleinen Plattenbereich, die logging area. Von da aus werden sie dann asynchron auf ihre eigentlichen Bereiche verteilt. Da die logging area ein kleines zusammenhängendes Stückchen ist, haben die Schreibköpfe der Platte bei massiven Operationen auf Metadaten keine allzu großen Wege zurückzulegen, so dass alles ein ganzes Stück schneller geht als bei klassischen synchronen Updates. Die Komplexität der Implementierung hält sich ebenfalls in Grenzen, somit auch die Anfälligkeit für Fehler. Als Nachteil ergibt sich, dass Metadaten zweimal auf die Platte geschrieben werden müssen (einmal in die logging area, einmal an die richtige Stelle), so dass das im Falle regulärer Arbeit (also keine gehäuften Metadatenoperationen) eine „Pessimisierung“ des Falls der synchronen Updates eintritt, es wird alles langsamer. Dafür hat man als Vorteil, dass im Falle eines Absturzes der konsistente Zustand dadurch erzielbar ist, dass die angefangenen Operationen aus dem dirty region log entweder zu Ende ausgeführt oder komplett verworfen werden, wodurch das Dateisystem schnell wieder zur Verfügung steht.

Die Lösung von Kirk McKusick, dem Schöpfer von Berkeley FFS, waren Soft Updates: die notwendigen Updates der Metadaten werden im Speicher gehalten und dann sortiert auf die Platte geschrieben („ordered metadata updates“). Dadurch hat man den Effekt, dass im Falle massiver Metadaten-Änderungen spätere Operationen die vorhergehenden, noch nicht auf die Platte geschriebenen Updates desselben Elements im Speicher „einholen“. Alle Operationen, auf ein Verzeichnis beispielsweise, werden also in der Regel noch im Speicher abgewickelt, bevor der Update überhaupt auf die Platte geschrieben wird (die dazugehörigen Datenblöcke werden natürlich auch so sortiert, dass sie nicht vor ihren Metadaten auf der Platte sind). Im Fall eines Absturzes hat man ein implizites „log rewind“: alle Operationen, die noch nicht den Weg auf die Platte gefunden haben, sehen danach so aus, als hätten sie nie stattgefunden. Man hat so also den konsistenten Zustand von ca. 30 bis 60 Sekunden früher sichergestellt. Der verwendete Algorithmus garantiert dabei, dass alle tatsächlich benutzten Ressourcen auch in den entsprechenden Bitmaps (Block- und inode Tabellen) als belegt markiert sind. Der einzige Fehler, der auftreten kann, ist, dass Ressourcen noch als „belegt“ markiert sind, die tatsächlich „frei“ sind. fsck(8) erkennt dies und korrigiert diese nicht mehr belegten Ressourcen. Die Notwendigkeit eines Dateisystem-Checks darf aus diesem Grunde auch ignoriert und das Dateisystem mittels mount -f zwangsweise eingebunden werden. Um noch allozierte Ressourcen freizugeben muss später ein fsck(8) nachgeholt werden. Das ist dann auch die Idee des background fsck: beim Starten des Systems wird lediglich ein Schnappschuss des Dateisystems gemacht, mit dem fsck(8) dann später arbeiten kann. Alle Dateisysteme dürfen „unsauber“ eingebunden werden und das System kann sofort in den Multiuser-Modus gehen. Danach wird ein Hintergrund-fsck(8) für die Dateisysteme gestartet, die dies benötigen, um möglicherweise irrtümlich belegte Ressourcen freizugeben. Dateisysteme ohne Soft Updates benötigen natürlich immer noch den üblichen Vordergrund-fsck(8), bevor sie eingebunden werden können.

Der Vorteil ist, dass die Metadaten-Operationen beinahe so schnell ablaufen wie im asynchronen Fall, also auch schneller als beim logging, das die Metadaten immer zweimal schreiben muss. Als Nachteil stehen dem die Komplexität des Codes, ein erhöhter Speicherverbrauch und einige spezielle Eigenheiten entgegen. Nach einem Absturz ist ein etwas „älterer“ Stand auf der Platte – statt einer leeren, aber bereits angelegten Datei, wie nach einem herkömmlichen fsck(8) Lauf, ist auf einem Dateisystem mit Soft Updates keine Spur der entsprechenden Datei mehr zu sehen, da weder die Metadaten noch der Dateiinhalt je auf die Platte geschrieben wurden. Weiterhin kann der Platz nach einem rm(1) nicht sofort wieder als verfügbar markiert werden, sondern erst dann, wenn der Update auch auf die Platte vermittelt worden ist. Dies kann besonders dann Probleme bereiten, wenn große Datenmengen in einem Dateisystem installiert werden, das nicht genügend Platz hat, um alle Dateien zweimal unterzubringen.