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  • 段页式
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    2022-03-12 09:32:12

    操作系统的内存管理中段式管理与页式管理并不是对立的,他们结合起来内存的使用效率会更高。他们都属于离散分配内存的管理方式,当然还有连续型内存分配的管理方式, 连续分配是指为一个用户程序分配连续的内存空间。连续分配有单一连续存储管理和分区式储管理两种方式。

    1、连续分配内存

            1.1、单一连续存储管理

            采用这种管理方案时,内存被分成两个区域,一个是系统区域,仅供操作系统使用,可以驻留在内存的低地址部分,也可以驻留在高地址部分;另一个是用户区,它是除系统区以外的全部内存区域,这部分区域是提供给用户使用的区域,任何时刻主存储器中最多只有一个作业。所以,单一连续区存储管理只适用于单用户的情况。cpu要么处于运行状态、要么处于空闲状态。

            1.2、分区式存储管理

            支持多个程序并发执行,引入了分区式存储管理。分区式存储管理是把内存分为一些大小相等或不等的分区,操作系统占用其中一个分区,其余的分区由应用程序使用,每个应用程序占用一个或几个分区。分区式存储管理虽然可以支持并发,但难以进行内存分区的共享。分区式管理被分为了固定分配和动态分配

            固定式分区的特点是把内存划分为若干个固定大小的连续分区。易产生内部碎片。

            动态分区可以在装入时按其要求进行动态分配,但是易于产生外部碎片,常用的算法有最佳、最坏、最先适配法。

            

    连续分配都是直接分配物理地址,如果可以将进程的各部分分散的装入在内存中,这样就减少了碎片的产生,提高了内存的效率。由此引出了逻辑地址和离散型存储管理。

    2、离散型存储管理

            2.1页式管理

            将各进程的虚拟空间划分为若干长度相等的页。内存空间按页的大小建立页表。

             位移量的位数决定页的大小,通过页表映射找到页对应的内存块。

    优点:没有外碎片,每个内碎片不超过页的大小。

    缺点:程序全部装入内存,要求有相应的硬件支持(硬件产生缺页中断)。

            2.2段式管理

            将程序按内容或过程函数关系分成段,例如程序段、数据段。。。以段为单位分配内存,通过地址映射机制,将段式虚拟地址转换成实际内存物理地址。段的长度由相应的逻辑信息组的长度决定,因而各段长度不等。

    在这里插入图片描述

     在这里插入图片描述

            逻辑地址得到段号、段内地址,再根据段号和段表求出基址,再由基址+段内地址即可得物理地址。

    优点:可以分别编写和编译,可以针对不同类型的段采取不同的保护,可以按段为单位进行共享,包括通过动态链接进行代码共享,每次交换的是一组相对完整的逻辑信息。

    缺点:会产生外部碎片,进程必须全部装入内存。

            2.3段页式管理

            内存以段为单位划分,每个段又划分成若干个页。需要有一张段表管理内存分配与释放、缺段处理。同时每个段还需要一张页表把段中的虚页转换成内存中的实际页面。页表也需要有实现缺页中断处理和页面保护等功能的表项。

                                    地址结构:** 段号+段内页号+页内地址(位移量)

    段页式管理中的段表、页表与内存的关系

    • 第一次访问段表,得到页表起始地址;
    • 第二次访问页表,得到物理页号;
    • 第三次将物理页号与页内位移组合,得到物理地址。

    优点:有段。页管理的优点。

    缺点:复杂度提高。

    3、MMU内存管理单元

            如果查这段表与页表的操作全部由软件来实现的话就要浪费很多时间了,因此计算机将查表的操作交给硬件来完成,只要从用户程序那里得到CS:IP,硬件会自动得到该逻辑地址对应的物理地址的,这个硬件就是MMU。

    4. 总结

            为了在多进程环境下,使得进程之间的内存地址不受影响,相互隔离,于是操作系统就为每个进程独立分配一套虚拟地址空间,每个程序只关心自己的虚拟地址就可以,实际上大家的虚拟地址都是一样的,但分布到物理地址内存是不一样的。作为程序,也不用关心物理地址的事情。

            每个进程都有自己的虚拟空间,而物理内存只有一个,所以当启用了大量的进程,物理内存必然会很紧张,于是操作系统会通过内存交换技术,把不常使用的内存暂时存放到硬盘(换出),在需要的时候再装载回物理内存(换入)。

            那既然有了虚拟地址空间,那必然要把虚拟地址「映射」到物理地址,这个事情通常由操作系统来维护。那么对于虚拟地址与物理地址的映射关系,可以有分段分页的方式,同时两者结合都是可以的。

            内存分段是根据程序的逻辑角度,分成了栈段、堆段、数据段、代码段等,这样可以分离出不同属性的段,同时是一块连续的空间。但是每个段的大小都不是统一的,这就会导致内存碎片和内存交换效率低的问题。于是,就出现了内存分页,把虚拟空间和物理空间分成大小固定的页,如在 Linux 系统中,每一页的大小为 4KB。由于分了页后,就不会产生细小的内存碎片。同时在内存交换的时候,写入硬盘也就一个页或几个页,这就大大提高了内存交换的效率。

            再来,为了解决简单分页产生的页表过大的问题,就有了多级页表,它解决了空间上的问题,但这就会导致 CPU 在寻址的过程中,需要有很多层表参与,加大了时间上的开销。于是根据程序的局部性原理,在 CPU 芯片中加入了 TLB,负责缓存最近常被访问的页表项,大大提高了地址的转换速度。

            Linux 系统主要采用了分页管理,但是由于 Intel 处理器的发展史,Linux 系统无法避免分段管理。于是 Linux 就把所有段的基地址设为 0,也就意味着所有程序的地址空间都是线性地址空间(虚拟地址),相当于屏蔽了 CPU 逻辑地址的概念,所以段只被用于访问控制和内存保护。另外,Linxu 系统中虚拟空间分布可分为用户态内核态两部分,其中用户态的分布:代码段、全局变量、BSS、函数栈、堆内存、映射区。

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    现代社会信息数据爆炸式增长,工业界业务需求纷繁复杂。数据存储的数据量,建表数量也都不断增长。openGauss通用的普通表,每个数据表对应一个逻辑逻辑上的大文件(最大32T),该逻辑文件又按照固定的大小划分多个实际文件存在对应的数据库目录下面。所以,每张数据表随着数据量的增多,底层的数据存储所需文件数量会逐渐增多。同时,openGauss对外提供hashbucket表、大分区表等特性,每张数据表会被拆分为若干个子表,底层所需文件数量更是成倍增长。由此,这种存储管理模式存在以下问题:

    1. 对文件系统依赖大,无法进行细粒度的控制提升可维护性;

    2. 大数据量下文件句柄过多,目前只能依赖虚拟句柄来解决,影响系统性能;

    3. 小文件数量过多会导致全量build、全量备份等场景下的随机IO问题,影响性能;

    为了解决以上问题,openGauss引入段页式存储管理机制,类似于操作系统的段页式内存管理,但是在实现机制上区别很大。

    一、 段页式实现原理

    在段页式存储管理下,表空间和数据文件以段(Segment)、区(Extent)以及页(Page/Block)为逻辑组织方式进行存储的分配和管理。如下图所示。具体来说,一个database(在一个tablespace中)有且仅有一个段空间(segment space),实际物理存储可以是一个文件,也可以拆分成多个文件。该database中所有table都从该段空间中分配数据。所以表的个数和实际物理文件个数无关。每个table有一个逻辑上的segment,该table所有的数据都存在该segment上。每个segment会挂载多个extent,每个extent是一块连续的物理页。Extent的大小可以根据业务需求灵活调整,避免存储空间的浪费。
    图 1 段页式存储设计示意图

    图 1 段页式存储设计示意图

    段页式文件可以自动扩容,不需要用户手动指定,直到磁盘空间用满或者达到tablespace设置的limit限制。段页式存储不会自动回收磁盘空间。当某些数据表被删除之后,其在段页式文件中占据的空间,会被保留,即段页式文件中会存在一些空洞,磁盘空间没有被释放。这些空洞会被后面新扩展或者创建出来的表重用。用户如果确定不需要重用这些空洞,可以手动调用系统函数,来进行磁盘空间的回收,释放磁盘空间。

    内部实现上,每个segment 对应原先页式存储的一个物理文件。比如每个分区表、每个hashbucket表的一个bucket,都会有一个单独的segment。每个segment下面会挂载多个extent,每个extent在文件中是连续的,但extent之间未必连续。Segment会动态扩展,加入新的extent,但不能直接回收某个extent。可以通过对整个table做truncate或者cluster等方式,以segment为粒度回收存储空间。

    目前支持四种大小的extent,分别是64K/1M/8M/64M。对于一个segment来说,每一次扩展的extent的大小是固定的。前16个extent大小为64K,第17到第143个extent大小为1MB,依次类推。具体参数如下表所示。

    表 1 segment存储extent分类表

    GroupExtent sizeExtent page countExtent count rangeTotal page countTotal size
    164K8[1, 16]1281M
    21M128[17, 143]16K128M
    38M1024[144, 255]128K1G
    464M8192[256, …]

    二、 段页式表使用指导

    用户在用SQL语句 create table建表时可以通过指定参数segment=on,使得行存表可以使用段页式的方式存储数据。如果指定hashbucket=on,则默认强制使用segment=on。目前段页式存储不支持列存表。段页式表空间是自动创建的,不需要用户有额外的命令。

    1. 指定参数segment=on,创建段页式普通表

    create table t1(a int, b int, PRIMARY KEY(a,b)) with(segment=on);
    

    在这里插入图片描述

    2. 指定参数hashbucket=on,创建段页式hashbucket表

    create table t1(a int, b int, PRIMARY KEY(a,b)) with(hashbucket=on);
    

    为了让用户更好使用段页式功能,openGauss提供了两个built in的系统函数,显示extent的使用情况。用户可以使用这两个视图,决定是否回收和回收哪一部分的数据。

    • pg_stat_segment_space_info(Oid tablespace, Oid database); 参数是tablespace和database的Oid,输出位于该表空间下所有ExtentGroup的使用信息。

    表 2 pg_stat_segment_space_info视图字段信息

    名称描述
    extent_size该ExtentGroup的extent规格,单位是block数
    total_blocks物理文件总extent数目
    meta_data_blocks表空间管理的metadata占用的block数,只包括space header,map page等,不包括segment head。
    used_data_blocks存数据占用的extent数目。包括segment head。
    utilization使用的block数占总block数的百分比。即(used_data_blocks+meta_data_block)/total_blocks。
    high_water_mark高水位线,被分配出去的extent,最大的物理页号。超过高水位线的block都没有被使用,可以被直接回收

    在这里插入图片描述

    • pg_stat_segment_extent_usage(Oid tablespace, Oid databse, uint32 extent_type); 每次返回一个ExtentGroup中,每个被分配出去的extent的使用情况。extent_type表示ExtentGroup的类型,合理取值为[1,5]的int值。在此范围外的会报error。
      在这里插入图片描述
      表 3 pg_stat_segment_extent_usage视图字段信息
    名称描述
    start_blockExtent的起始物理页号
    extent_sizeExtent的大小
    usage_typeExtent的使用类型,比如segment head,data extent等。
    ower_location有指针指向该extent的对象的位置。比如data extent的owner就是它所属的segment的head位置。
    special_data该extent在它owner中的位置。该字段的数据跟使用类型有关。比如data extent的special data就是它在所属segment中的extent id。

    在这里插入图片描述

    • gs_spc_shrink(Oid tablespace, Oid database, uint32 extent_type);每次清理一个ExtentGroup。Shrink的目标大小是自动计算出来的,为active的数据量 + 128MB,然后向上取整和128MB对齐。

    三、 总结

    openGauss为了解决hashbucket表、大分区表数量较多时,底层文件句柄过多的问题,提供了段页式解决方案。段页式对外将表对应逻辑上的一个段(segment),底层不同的segment存储在一个物理文件上,大大减少了底层物理文件的句柄。即使在大数据量下,也避免了普通表那种文件句柄过多的场景,提升了系统可维护性。同时,对于全量build、全量备份等场景,减少小文件数量过多引起的随机IO,可以提升系统IO性能。同时可以看到当前段页式表相关的参数都是固定的,未来openGauss可以探索利用AI技术,对段页式存储机制进行参数自动调参,从而可以为用户提供更智能,性能更优的段页式存储策略。

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  • 页式存储-地址转换访问2次内存,第一次是页表,第二次是真正的物理内存。二级页表,访问3次内存两个例子的形式讲解逻辑地址到物理地址的转换:(1)页系统页表: 页号: 0 1 2 3 4 5 块号: 3 5 x 4 1 2每页2KB 计算逻辑...

    一.页式存储-地址转换

    访问2次内存,第一次是页表,第二次是真正的物理内存。

    二级页表,访问3次内存

    两个例子的形式讲解逻辑地址到物理地址的转换:

    (1)

    0818b9ca8b590ca3270a3433284dd417.png

    0818b9ca8b590ca3270a3433284dd417.png页系统页表

    0818b9ca8b590ca3270a3433284dd417.png

    0818b9ca8b590ca3270a3433284dd417.png: 页号: 0 1 2 3 4 5

    块号: 3 5 x 4 1 2

    每页

    0818b9ca8b590ca3270a3433284dd417.png

    0818b9ca8b590ca3270a3433284dd417.png

    0818b9ca8b590ca3270a3433284dd417.png2KB 计算逻辑

    0818b9ca8b590ca3270a3433284dd417.png址1369

    0818b9ca8b590ca3270a3433284dd417.png物理

    0818b9ca8b590ca3270a3433284dd417.png

    0818b9ca8b590ca3270a3433284dd417.png

    解:

    页面大小为=2*1024,所以有:

    1369/(2*1024)=0 (取商,算出页号)1369%(2*1024)=1369(取余算出页内地址)

    3*2*1024+1369=7513

    (2)某虚拟存储器的用户编程空间共32个页面,每页为1KB,内存为16KB。假定某时刻一用户页表中已调入内存的页面的页号和物理块号的对照表如下:

    页号

    物理块号

    0

    3

    1

    7

    2

    11

    3

    8

    则逻辑地址0A5C(H)所对应的物理地址是什么?要求:写出主要计算过程。

    解题过程:

    首先要知道页式存储管理的逻辑地址分为两部分:页号和页内地址。物理地址分为两部分:

    关系为:逻辑地址= 页号+页内地址

    物理地址= 块号+页内地址;

    分析题:已知:用户编程空间共32个页面,2ˆ5 = 32 得知页号部分占5位,由“每页为1KB”,1K=210,可知内页地址占10位。

    由“内存为16KB”,2^4=16得知块号占4位。

    逻辑地址0A5C(H)所对应的二进制表示形式是:0000101001011100,后十位1001011100是页内地址,

    00010为为页号,页号化为十进制是2,在对照表中找到2对应的物理块号是11,11转换二进制是1011,即可求出物理地址为10111001011100,化成十六进制为2E5C;

    即则逻辑地址0A5C(H)所对应的物理地址是2E5C;

    总结:仔细研究上面的两种方法,其实是一样的。第二种的已经页面大小为1KB,然后就是2的10次方,所以后面10位是偏移地址,前面的是页号。其实用逻辑除页面大小2的10次方,结果是一样的。

    一.段页式存储-地址转换

    访问3次内存,第一次是段表,第二次是页表,第三次是真正物理内存

    1.基本原理:是分页与分段的结合,即先将拥护程序分为若干段,再把每个段分为若干页,并为每个段赋予一个段名。

    2.地址结构:

    0818b9ca8b590ca3270a3433284dd417.png

    3.地址变换:

    0818b9ca8b590ca3270a3433284dd417.png

    4.一个逻辑地址为:基地址x、段号s、页号p和页内地址d,求物理地址

    (((x)+s)+p)*2^(11)+d

    5.计算的方法和页式存储是一样的,首先除以页面大小,得到偏移地址,然后根据页面的多少,和段的多少得到他们分别占的位数就能计算出段号和页号了。

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  • 【操作系统知识】段页式存储管理

    千次阅读 2021-09-07 17:00:09
    分页与分段的区别 1.是信息的物理单位,是系统管理的需要...3.分页作业的地址空间是一维的,间的逻辑地址是连续的;而分段作业的地址空间则是二维的,间的逻辑地址是不连续的。 段式存储管理 :用户

    本文转载地址:https://blog.csdn.net/shuxnhs/article/details/80789570

    分页与分段的区别

    1.页是信息的物理单位,是系统管理的需要而不是用户的需要;而段是信息的逻辑单位,分段是为了更好地满足用户的需要
    2.页的大小固定且由系统决定,一个系统只能有一种大小的页面;而段的长度不固定,由用户所编写的程序决定。
    3.分页式作业的地址空间是一维的,页间的逻辑地址是连续的;而分段式作业的地址空间则是二维的,段间的逻辑地址是不连续的。

    段式存储管理

    段:用户编制的程序可以由一个主程序、若干个子程序、符号表、栈以及数据等若干段组成,每一段都有独立、完整的逻辑意义,每一个段的长度可以不同
    段式存储管理:以段为单位进行存储空间的管理。段内地址是连续的,段与段之间的地址是不连续的(占据内存的连续区域)

    段的逻辑地址 

    每个段的大小为2的16次方B,总共有2的16次方个段


    段式存储空间的分配

    1.段表:系统为每个进程创建一张段映射表,每个段在表中有一个表项记录该段在内存中的起始地址(基址)和长度(段长)。
    功能:实现了逻辑段到内存空间之间的映射。

    段表,段的装入示意图

     

    2.分配:以段为单位进行主存分配,每段在主存中占有一个连续空间;如果在装入某段信息时找不到满足该段地址空间大小的空闲区则采用移动技术合并分散的空闲区,有利于大作业的装入

    3.去配:
    检查是否存在和与回收区相邻的空闲区,有则合并。

    4改进(页式的快表类似):
    段表存在主存中,访问数据或指令至少需要访问两次,为了提高对段表的存取速度,增设了一个相联寄存器(CPU内部),利用高速缓冲寄存器保存最近常用的段表项。

    段式存储空间的地址转换与存储保护

    动态重定位装入作业
    地址转换依据:段表的表目(起到了基址寄存器和限长寄存器的作用)

    地址转换示意图

     

    开始→→段表送入段表控制寄存器中→→执行指令:找到相应段表→→判断:段号>段表长度?→→大于则地址越界,小于等于→→由逻辑地址中的段号得到段表中的基址(起始地址)→→判断:逻辑地址中段内地址>段表中段长→→大于则地址越界,反之,起始地址加段内地址访问主存

    段的共享

    实现方法:各个进程对共享段使用相同的段名,在各自段表中填入共享段的基址,并给与读写控制权

    注意
    共享程序段的指令和数据在执行过程中不能被修改
    正在被某进程使用或即将被使用的共享段不可以置换出内存(设置共享位可以判别该段是否被某个进程调用)

    段页式存储管理

    兼顾了段式在逻辑上的清晰和页式在管理上方便的特点
    基本思想
    段页式存储管理为每一个装入内存的作业建立一张段表,对每一段建立一张页表;
    段表的长度由作业分段的个数决定,段表中的每一个表目指出本段页表的始址和长度;
    页表的长度则由对应段所划分的页面数所决定,页表中的每一个表目指出本段的逻辑页号与内存物理块号之间的对应关系。

    段表、页表与主存的关系


    段页式存储空间的地址转换与保护(越界中断)

    段页式地址转换

    地址转换过程中需要三次访问内存
    第一次:访问段表,获得页表始址
    第二次:访问页表,获取块号,获得指令或数据的物理地址
    第三次:按物理地址存取信息

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    千次阅读 2021-04-29 11:07:11
    例:在一个采用段页式存储管理的系统中,页的大小为1KB。某个正在执行的作业情况如下: (1)请给出将逻辑地址(2,3500)转换成物理地址的过程; (2)计算出上述逻辑地址对应的物理地址的值。 二级目录 三级目录 ....
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  •   操作系统虚拟内存调度方式有分页式、段式、段页式3种。 页式调度   页式调度是将逻辑和物理地址空间都分成固定大小的页。主存按页顺序编号,而每个独立编址的程序空间有自己的页号顺序,通过调度辅存中程序的...
  • 操作系统 请求段页式存储管理

    千次阅读 2020-12-24 12:19:44
    请求段页式存储管理是建立在段页式存储管理基础上的一种段页式虚拟存储管理。 根据段页式存储管理的思想,请求段页式存储管理首先按照程序自身的逻辑结构,将其划分为若干个不同的分段,在每个段内则按页的大小划分...

空空如也

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段页式

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