CN102184140A - 一种面向实时数据库的表文件空间分配方法 - Google Patents
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Abstract
本发明公开了一种面向实时数据库的表文件空间分配方法，在本方法中通过LRU算法管理缓冲区，实现数据库表文件中的数据和进程缓冲区中数据的换入和换出，利用位图方法实现表文件空间的分配和释放。采用LRU算法管理缓冲区，提高了数据文件的I/O读写速度；利用位图方法实现表文件空间的分配和释放，避免了大量存储空间碎片的产生，提高了数据库文件存储空间的利用率。
Description
技术领域
本发明属于数据库设计技术领域，涉及一种面向实时数据库的表文件空间分配方法，适用于卫星地面设备监控中实时数据库表的存储空间分配，适用于存储大量有关地面设备运行状态的实时数据。
背景技术
卫星地面设备监控***需要对大量数据信息进行采集、传输、综合分析和计算等处理。从监控***组成可以看出，数据是联系各功能模块的纽带。随着卫星地面应用***的发展，地面设备监控***的功能需求也不断增多、增强，数据量也不断扩大，数据之间的关系也越来越复杂。因此需要将数据库技术引入卫星地面设备监控中，采用数据库技术来管理、处理监控过程中的数据。但卫星地面设备监控中数据的一个显著特点是其有效时间短暂，过时则失效。而以关系数据库为代表的传统数据库的设计目标是维护数据的正确性、保证***的低代价和提供友好的用户接口。这种数据库***对传统的商务和事务型应用是有效、成功的，但对于新领域的实时数据和实时事务的应用要求难以胜任。所以，需要结合数据库技术和实时技术，研究具有显式定时限制的实时数据库***。
在卫星地面设备监控中，实时数据库将面临大量的实时数据，最新的实时记录必须能在给定的时间期限内存入数据库表，因此必然涉及文件空间的分配和释放。如果不控制表文件中数据的写入或删除位置，随着分配和释放操作的累积，数据库文件将出现大量的不可再利用的微小碎片，降低数据库文件存储空间的利用率。同时过多的文件碎片必然导致分配存储空间时要进行多次遍历，降低数据库的实时性能。而且卫星地面设备监控中需存储的数据格式相对简单、固定和独立，传统的文件空间分配方法并没考虑到这种实时数据的特点，导致其在文件空间的利用率上很难达到要求。
发明内容
本发明的技术解决问题是：针对现有技术的不足，提供了一种面向实时数据库的表文件空间分配方法。采用本发明实现了实时数据库表文件存储空间的分配和释放，提高了数据库文件存储空间的利用率。
本发明的技术解决方案通过以下步骤实现：
(1)利用位图对数据库表文件中的空间进行管理，采用比特0代表未分配的存储单元，比特1代表已分配的存储单元；所述存储单元为大小相同的存储空间；
(2)针对分配或释放存储空间的操作，对表文件位图页面进行操作，
对于分配存储空间操作：
根据待分配空间的大小，确定所需存储单元的个数；
将表文件的位图页面换入到分配存储空间的进程缓冲区中；
采用位图法，在进程缓冲区的位图页面中寻找由连续比特0代表的存储单元，并将查找到的存储单元标记为比特1；若未找到由连续比特0代表的存储单元，则将表文件的下一个位图页面换入到分配存储空间的进程缓冲区中，继续寻找可分配的存储单元；循环进行直到寻找到足够的存储单元；
若在换入到分配存储空间的进程缓冲区中的表文件的最后一个位图页面中仍未寻找到足够的存储单元，则对进程缓冲区中表文件的位图页面进行扩展，并将寻找到的由连续比特0代表的存储单元标记为比特1；
根据找到的第一个存储单元，确定已分配存储空间的起始地址，并将起始地址返回给分配存储空间的进程；
对于释放存储空间操作：
根据待释放存储空间的大小，确定待释放存储空间对应的存储单元个数；
将表文件的位图页面换入到释放存储空间的进程缓冲区中；
根据待释放存储空间在位图页面中的起始位置和待释放存储单元的个数，寻找位图页面中的连续比特1代表的存储单元，并将比特1标记为比特0；
(3)将进程缓冲区中操作完的表文件位图页面换出到数据库表文件中。
在所述步骤(2)和步骤(3)中采用LRU算法将数据库表文件的一个页面换入到进程缓冲区或从进程缓冲区中换出到数据库表文件中。
本发明与现有技术相比具有如下优点：
(1)本发明根据地面设备监控中实时数据的特点，采用LRU算法实现数据库表文件页面转移到进程缓冲区中和从进程缓冲区中换出修改过的表文件页面，避免了大量磁盘页面换入换出的抖动现象；利用位图法管理文件存储空间，避免了大量碎片的出现，提高了数据库文件存储空间的利用率。
(2)卫星地面设备监控领域中需存储数据的格式比较简单，数据库表文件需存储大量的实时数据，为此本发明用位图法管理整个数据库表文件空间。该方法带来的好处在于可以充分利用程序的局部性原理：①最近一段时间分配的存储空间总出现在一片连续区域里，因此修改更新操作将发生在尽可能少的物理内存页面上。当事务提交时，操作***的I/O机制只会将更新修改过的页面写回磁盘。由于更新了的页面尽可能地少，这使得事务提交的时间也会尽可能减少。②现代操作***的页面换入换出算法总是将近期引用页面放在物理内存中，而将近期不活动页面换出到磁盘上。由于分配总是涉及尽可能少量的内存页面上，这将确保分配操作引用的页面总是常驻物理内存，能最大限度的避免出现页面换入换出的“抖动”现象。
附图说明
图1为本发明的初始时数据库表文件结构图；
图2为本发明的扩展位图页面后数据表文件结构图；
图3为本发明的管理进程缓冲区的双链表数据结构示意图；
图4为本发明流程图。
具体实施方式
本发明采用LRU算法管理进程缓冲区，实现数据库表文件页面转移到进程缓冲区中和从进程缓冲区中换出修改过的表文件页面；利用位图法实现分配存储空间，其中分配存储空间表现为如下三部分：(1)在位图页面内寻找满足指定大小的可分配存储空间(2)位图页面内不能找到指定大小的存储空间时，扩展位图页面过程(3)找到存储空间后，将连续比特0标记为1，并返回存储空间起始地址。工作过程如图4所示，具体步骤如下：
采用LRU算法置换表文件页面：实时数据库通过缓冲区来操作文件中的数据，缓冲区由多个页面组成。读写或修改某文件对象前，首先将该文件对象所在表文件页面复制到缓冲区中。管理缓冲区的数据结构由一个双链表和一个哈希表组成。哈希表用于快速查询表文件页面是否在进程缓冲区中，双链表由若干个PageHeader组成，用于管理缓冲区中的页面。通过查询哈希表，判断表文件页面是否在进程缓冲区中，如果在进程缓冲区中，不需要置换，如果不在进程缓冲区中，则将最先加入双链表的页面作为置换页面。
位图页面内寻找可分配空间过程：表现为在位图页面内寻找连续的比特0，位图页面中的每个比特0代表尚未分配出去的存储单元，对给定大小的存储空间分配，总表现为在位图页面内部线性地寻找连续的比特0，如果找到连续的比特0，将这些连续的比特0位标记为1，置1表示该位置代表的存储单元已分配出去，然后返回该片空间的起始地址。
扩展位图页面过程：由于记录的大量***，数据库表文件长度也随之增大，一个位图页面只能分配固定大小的空间，个数有限的位图页面无法管理过大的表文件空间，当不能为某次分配存储空间请求找到足够的存储空间时，需要扩展位图页面，这时分配新的若干位图页面，这些位图页面线性连续地存放在一起。
当给定大小的存储空间被释放时，确定该空间起始地址对应的位图页面中的相应比特位，并将该位起始的连续若干个比特位标记为0，并用LRU算法将修改的页面写回表文件中。
下面就结合具体过程对本发明做进一步介绍。
(1)本发明采用位图对由数据库表文件所表示的空间进行管理。数据库表文件结构如图1示。文件头包含数据库文件的描述信息，页面地址分别指向各自的位图页面首地址，n个位图页面连续集中在一起，可减少因位图页面过于分散而导致的内存碎片较多的问题。每个位图页面负责其分配的区域，如位图页面0负责分配第一个256K字节，位图页面1负责分配第2个256K字节。并在位图中利用比特0代表未分配的存储单元；比特1代表已分配的存储单元。存储单元为固定大小，连续未分配的存储单元构成一固定大小可分配的存储空间。
(2)当进程需要分配空间或释放空间时，需要将表文件相关页面换入到对数据进行操作的进程缓冲区中。
如图3示，PageHeader中的数据库文件地址是使用该缓冲区页面的表文件页面的地址；访问量是目前使用该缓冲区页面的线程个数；状态有raw、wait和dirty三种状态或它们的组合，其中raw状态表示该页面正被一读取磁盘页面操作占用、wait状态表示有线程正等待页面的磁盘读取操作完成，dirty表示页面内容被修改，其修改须写回磁盘；
当某线程访问表文件时，先获得访问地址所在表文件页面，将表文件页面换入到缓冲区的过程描述如下：
[1]查询哈希表判断表文件页面是否在进程缓冲区中，如果该页面已在缓冲区中，那么接着判断该页面此时的访问量是否为0。
a)如果访问量为0，表明该页面目前没被任何线程使用，则页面必定已在P0为首的双链表中，将其从P0为首的双链表中移除。
b)如果访问量大于0，且页面的状态是raw，表明当前有其它线程正从磁盘中读取该页面到缓冲区内，该线程必须等待读取操作完成，才能继续执行。在等待磁盘读取完成前，设置该页面状态为raw和wait。
c)如果线程的操作是修改表文件页面，需添加dirty到缓冲区页面的状态位中。
d)上述操作完成后，将该缓冲区页面的访问量加一，返回缓冲区页面。
[2]如果页面不在缓冲区中，需在P0为首的双链表中寻找可用的缓冲区页面，此时将最先加入P0双链表的页面作为置换页面。如图3示，最先加入双链表的页面为P0的前一个页面Pk。此时需判断Pk的状态是否为dirty。状态为dirty表明Pk的内容发生了修改，需将第k个页面的内容写回磁盘以保持一致。上述过程处理完毕后，将Pk从P0为首的双链表中移除，同时也将第k个页面的旧文件地址所在哈希表项从哈希表中移除。
[3]当获得一可用的缓冲区页面时，将其访问量置为1，并将表文件页面地址和新分配的页面编号作为一表项添加进哈希表。依据线程对该页面是否修改而设置缓冲区页面状态是否为dirty，然后判断是否需读取表文件页面内容到缓冲区中。如果需要读取，读取前设置页面状态为raw，读取完成后，如果页面的状态位还包括了wait状态(表明有其它线程在等待读取操作完成)，唤醒等待线程，清除页面的raw状态和wait状态，返回缓冲区页面。
(3)将表文件页面转移到进程缓冲区中后，根据待分配存储空间大小，在位图页面内寻找可分配空间。过程表现为：在位图页面内寻找连续的比特0，由于位图页面中的每个比特0代表尚未分配出去的8字节，因此对给定大小的存储空间分配，总表现为在位图页面内部线性地寻找连续的比特0，如果找到连续的比特0，将这些连续的比特0位都置1，置1表示该位置代表的空间已分配出去。
[1]如果holeBitSize+firstHoleSize[mask]＞＝objBitSize，令pos＝8×((i×PageSize+offs)×8-holeBitsize)，将位图页面中pos开始size大小的相应位全置1，存储空间分配成功，返回pos；
[2]如果maxHoleSize[mask]＞＝objBitSize，令pos＝8×((i×PageSize+offs)×8+maxHoleOffset[mask])，将位图页面中pos开始size大小的相应位全置1，存储空间分配成功，返回pos；
[3]如果[1][2]两个条件都没有满足，则
如果lastHoleSize[mask]等于8，令holeBitSize加8；
否则设置holeBitSize为lastHoleSize[mask]，并令offs加一；
[4]判断此时offs是否大于或等于PageSize，如果是表明已经搜寻到下个位图页面，将offs置0，i加1，并跳转到第[1]步继续执行查找操作。
其中i表示正搜寻的位图页面编号(从0开始)；offs指当前位图页面搜寻的起始点，其范围是[0，...，4K-1]；mask为offs位置上的值；holeBitSize指目前搜寻到的连续的比特0个数；size指请求分配的字节数，objBitSize指分配size所需比特数；PageSize是页面大小，4KB字节；firstHoleSize[mask]指mask中从最高位往最低位数起的第一个连续比特0个数；maxHoleSize[mask]表示mask中最多的连续比特0个数，代表可分配的最大空间；maxHoleOffset[mask]为最多的连续比特0个数区域在mask中的位置；lastHoleSize[mask]表示从最低位往最高位数起的连续的比特0个数；mask的值为[0，...，255]，它们有各自的firstHoleSize、lastHoleSize、maxHoleSize、maxHoleOffset。
(4)扩展位图页面过程
当搜寻全部位图页面后，还没能找到指定大小的空间，则需要增加新的位图页面，此时等于扩展可分配的存储空间。extension为新扩展的内存空间大小，morePages为重新开辟的位图页面数目，n是未扩展前***中已有的位图页面个数。扩展内存空间通过增加新的位图页面完成，为确保未扩展前已搜寻到的holeBitSize个比特0位同新扩展空间中的objBitSize个比特0位连续，在新开辟的位图页面前添加若干内存页面(如果holeBitSie为0，不必附加这片空间)。附加的内存页面个数＝(objBitSize×8)/PageSize。当扩展完成后，找到足够空间，返回刚分配空间的起始地址pos(以字节为单位)，扩展完成后数据库文件结构如图2示。位图页面扩展过程描述如下。
[1]morePages＝extension/(63×PageSize)，将objBitSize减去holeBitSize；
[2]skip＝(objBitSize×8)/PageSize，pos＝n×PageSize×64+skip×PageSize；
[3]将pos位置(字节为单位)后的objBitSize个比特位全置1；、
[4]将pos+PageSize×skip位置(字节为单位)后的(morePages×PageSize)/8个比特位置1；
[5]将新分配的每个位图页面的首地址赋给相应的位图页面；
[6]pos＝8×(n×PageSize×8-holeBitSize)；
[7]将位图页面中从pos(字节为单位)开始holeBitSize个比特位置1，存储空间分配成功，返回pos。
(5)当给定大小的存储空间被释放时，寻找删除空间的过程表现为：确定与要删除数据所在存储空间起始地址对应的位图页面中的相应比特位，并将该位起始的连续若干个比特位置0，置0后该空间已被释放。
(6)在完成对进程缓冲区中的页面操作后，LRU算法将进程缓冲区中所有修改过的页面内容转存进相应的数据库表文件中。
Claims (2)
1.一种面向实时数据库的表文件空间分配方法，其特征在于通过以下步骤实现：
(1)利用位图对数据库表文件中的空间进行管理，采用比特0代表未分配的存储单元，比特1代表已分配的存储单元；所述存储单元为大小相同的存储空间；
(2)针对分配或释放存储空间的操作，对表文件位图页面进行操作，
对于分配存储空间操作：
根据待分配空间的大小，确定所需存储单元的个数；
将表文件的位图页面换入到分配存储空间的进程缓冲区中；
采用位图法，在进程缓冲区的位图页面中寻找由连续比特0代表的存储单元，并将查找到的存储单元标记为比特1；若未找到由连续比特0代表的存储单元，则将表文件的下一个位图页面换入到分配存储空间的进程缓冲区中，继续寻找可分配的存储单元；循环进行直到寻找到足够的存储单元；
若在换入到分配存储空间的进程缓冲区中的表文件的最后一个位图页面中仍未寻找到足够的存储单元，则对进程缓冲区中表文件的位图页面进行扩展，并将寻找到的由连续比特0代表的存储单元标记为比特1；
根据找到的第一个存储单元，确定已分配存储空间的起始地址，并将起始地址返回给分配存储空间的进程；
对于释放存储空间操作：
根据待释放存储空间的大小，确定待释放存储空间对应的存储单元个数；
将表文件的位图页面换入到释放存储空间的进程缓冲区中；
根据待释放存储空间在位图页面中的起始位置和待释放存储单元的个数，寻找位图页面中的连续比特1代表的存储单元，并将比特1标记为比特0；
(3)将进程缓冲区中操作完的表文件位图页面换出到数据库表文件中。
2.根据权利要求1所述的一种面向实时数据库的表文件空间分配方法，其特征在于：在所述步骤(2)和步骤(3)中采用LRU算法将数据库表文件的一个页面换入到进程缓冲区或从进程缓冲区中换出到数据库表文件中。
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