Linux存储管理方式

这种方式中，将用户程序的地址空间，注意，是 用户程序的地址空间 分为若干个固定大小的区域，成为“页”或“页面”。我们可以知道，这也页其实是不存在的，只是一种划分内存空间的方法。也就是说，这种方式将用户的程序 “肢解” 了，分成很多个小的部分，每个部分称为一个“页”。

将逻辑地址的前n位作为页号，后面32-n位作为页内偏移量。

由于进程的最后一页经常装不满一个块，从而形成了不可利用的碎片，称之为 “页内碎片” 。

作用：实现页号到物理号的地址映射。

页表是记录逻辑空间（虚拟内存）中每一页在内存中对应的物理块号。但并非每一页逻辑空间都会实际对应着一个物理块，只有实际驻留在物理内存空间中的页才会对应着物理块。

系统会为每一个进程建立一张页表，页表是需要一直驻留在物理内存中的（多级页表除外），另外页表的起址和长度存放在 PCB（Process Control Block）进程控制结构体中。

可以在页表的表项中设置相关的权限控制字段，例如设置存取控制字段，用于保护该存储块的读写；若存取控制字段为2位，则可以设置读/写、只读和只执行等存取方式。

物理块是实实在在存在于内存中的：

由于执行频率高，要求效率比较高，需要使用硬件实现。

在系统中设置一个 页表寄存器(PTR) ,其中存放页表在内存的起始地址和页表的长度。平时进程未执行的时候，页表的起始地址和页表长度放在本进程的PCB中。当调度程序调度到某个进程的时候，才将这两个数据装入 页表寄存器 。

变换过程：

快表的变换机构

为了提高地址变换速度，可在地址变换机构中增设一个具有并行查询能力的特殊高速缓冲寄存器，又称为"联想寄存器"或者“快表”。俗称TLB。

快表与页表的功能类似，其实就是将一部分页表存到 CPU 内部的高速缓冲存储器 Cache。CPU 寻址时先到快表查询相应的页表项形成物理地址，如果查询不到，则到内存中查询，并将对应页表项调入到快表中。但，如果快表的存储空间已满，则需要通过算法找到一个暂时不再需要的页表项，将它换出内存。

由于成本的关系，快表不可能做得很大，通常只存放 16~512 个页表项，这对中、小型作业来说，已有可能把全部页表项放在快表中；但对于大型作业而言，则只能将其一部分页表项放入其中。由于对程序和数据的访问往往带有局限性，因此，据统计，从快表中能找到所需页表项的概率可达 90% 以上。这样，由于增加了地址变换机构而造成的速度损失可减少到 10% 以下，达到了可接受的程度。

我们可以采用这样两个方法来解决这一问题：

① 对于页表所需的内存空间，可采用离散分配方式，以解决难以找到一块连续的大内存空间的问题；

② 只将当前需要的部分页表项调入内存，其余的页表项仍驻留在磁盘上，需要时再调入。

二级页表的页表项：

过程：

在采用两级页表结构的情况下，对于正在运行的进程，必须将其外层页表调入内存，而对于内页表则只需调入一页或几页。为了表征某页的页表是否已经调入内存，还应在外层页表项中增设一个状态位 S，其值若为 0，表示该页表分页不在内存中，否则说明其分页已调入内存。进程运行时，地址变换机构根据逻辑地址中的 P1去查找外层页表；若所找到的页表项中的状态位为 0，则产生一个中断信号，请求 OS 将该页表分页调入内存。

多级页表和二级页表类似。多级页表和二级页表是为了节省物理内存空间。使得页表可以在内存中离散存储。（单级页表为了随机访问必须连续存储，如果虚拟内存空间很大，就需要很多页表项，就需要很大的连续内存空间，但是多级页表不需要。）

为什么引入分段存储管理？

引入效果：

它将用户程序的地址空间分为若干个大小不同的的段，每个段可以定义一组完整的信息。

段号表示段名，每个段都从0开始编址，并且采用一段连续的地址空间。

在该地址结构中，允许一个作业最长有64K个段，每个段的最大长度为64KB。

在分段式存储管理系统中，为每一个分段分配一个连续的分区。进程的各个段，可以离散地装入内存中不同的分区中。

作用：实现从逻辑地址到物理内存区的映射。

为了保证程序能够正常运行，就必须能够从物理内存中找出每个逻辑段所对应的位置。为此在系统中会为每一个进程建立一张 段表 。每个段在表中有一个表项，其中记录了该段在内存中的起始地址和段的长度。一般将段表保存在内存中。

在配置了段表之后，执行的过程可以通过查找段表，找到每一个段所对应的内存区。

为了实现进程从逻辑地址到物理地址的变换功能，在系统设置了段表寄存器，用于存放段表的起始地址和段表长度TL。

在进行地址变换时，系统将逻辑地址中的段号与段表长度TL 进行比较。若 S >TL，表示段号太大，是访问越界，于是产生越界中断信号。若未越界，则根据段表的始址和该段的段号，计算出该段对应段表项的位置，从中读出该段在内存的起始地址。然后，再检查段内地址 d 是否超过该段的段长 SL。若超过，即 d>SL，同样发出越界中断信号。若未越界，则将该段的基址 d 与段内地址相加，即可得到要访问的内存。

分页和分段系统相似之处：两者都采用离散分配方式，且都是通过地址映射机构实现地址变换。

但在概念上两者完全不同，主要表现在下述三个方面：

分页系统以页面作为内存分配的基本单位，能有效地提高内存利用率，而分段系统以段作为内存分配的基本单位，它能够更好地满足用户多方面的需要。

段页式地址结构由段号、段内页号及页内地址三部分所组成

段页式系统的基本原理是分段和分页原理的结合，即先将用户程序分成若干个段，再把每个段分成若干个页，并为每一个段赋予一个段名。如下图展示了一个作业地址空间的结构。该作业有三个段：主程序段、子程序段和数据段；页面大小为 4 KB：

在段页式系统中，为了实现从逻辑地址到物理地址的变换，系统中需要同时配置段表和页表。段表的内容与分段系统略有不同，它不再是内存始址和段长，而是页表始址和页表长度。下图展示出了利用段表和页表进行从用户地址空间到物理(内存)空间的映射。

在段页式系统中，为了便于实现地址变换，须配置一个段表寄存器，其中存放段表始址和段长 TL。进行地址变换时，首先利用段号 S，将它与段长 TL 进行比较。若 S <TL，表示未越界，于是利用段表始址和段号来求出该段所对应的段表项在段表中的位置，从中得到该段的页表始址，并利用逻辑地址中的段内页号 P 来获得对应页的页表项位置，从中读出该贝所在的物理块号 b，再利用块号 b 和页内地址来构成物理地址。

在段页式系统中，为了获得一条指令或数据，须三次访问内存。第一次访问是访问内存中的段表，从中取得页表始址；第二次访问是访问内存中的页表，从中取出该页所在的物理块号，并将该块号与页内地址一起形成指令或数据的物理地址；第三次访问才是真正从第二次访问所得的地址中取出指令或数据。

显然，这使访问内存的次数增加了近两倍。为了提高执行速度，在地址变换机构中增设一个高速缓冲寄存器。每次访问它时，都须同时利用段号和页号去检索高速缓存，若找到匹配的表项，便可从中得到相应页的物理块号，用来与页内地址一起形成物理地址：若未找到匹配表项，则仍需第三次访问内存。

参考链接：

想要改变mysql数据存储路径的想法最初是在生产服务器上mysql的数据放到了系统盘上，导致系统盘满额，没有足够的内存交换空间而死机。

将mysql数据存储到其他目录下有两种方法，方法一修改my.cnf配置文件，不过经过笔者通过网上的配置资料尝试总是不成功，环境是在centos7下 *** 作的。后来想到一个简单的方法，通过linux的软链接将实际数据放到另外的目录里面就可以了。

*** 作系统是centos7

mysql是通过二进制包里面的rpm方式安装的。相当于全自动了。

先关闭mysql

默认情况下，rpm安装好的mysql会将数据放置在 /var/lib/mysql 目录当中，我们像将数据迁移到/mnt/data目录当中在terminal当中输入：

mv命令会直接将 /var/lib/mysql 文件夹直接剪切到 /mnt/data 目录当中。

这时我们需要回到/var/lib目录当中，

在这个目录当中建立软链接。

软链接相当于windows里面创建目录快捷方式是一样的，这个时候你应该可以看到mysql文件夹回到了 /var/lib 目录当中，要进去查看一下mysql的路径是否和my.cnf一致。

这时候我们再启动mysql

以上我们就将数据迁移到其他目录下，并且还没有修改和变更my.cnf文件。

linux服务器通过multipath多路径连接到共享存储，那么当文件系统空间不足的时候，有几种方式可以扩展文件系统的大小：

1、pv不变，原lun存储扩大容量，扩大lv，扩大文件系统

2、新增pv，加入到vg中，扩大lv，扩大文件系统

下文是针对场景1的情况下如何 *** 作（但是个人建议采取新建pv的方式2进行）：

Environment

If you have this specific scenario, you can use the following steps:

Note: if these lv's are part of a clustered vg, steps 1 and 2 need to be performed on all nodes. 注意：集群模式下步骤1和步骤2两个节点都需要执行。

1) Update block devices

Note: This step needs to be run against any sd devices mapping to that lun. When using multipath, there will be more than one. 通过multipath -ll命令查看每个聚合卷对应的路径。

2) Update multipath device

例子：

3) Resize the physical volume, which will also resize the volume group

4) Resize your logical volume (the below command takes all available space in the vg)

5) Resize your filesystem

6) Verify vg, lv and filesystem extension has worked appropriately

模拟存储端扩容testlv增加

查看客户端多路径情况

客户端更新存储

更新聚合设备

更新pv空间

更新lv空间

更新文件系统空间

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