物联网行业发展何去何从？
|
于该图，实际可以看到，如果按 Slot计算逻辑单元划分的思路可以分为：
比如我们当前在限流熔断规则配置中配置了三条独立的规则，不同的资源颗粒度。
如果是以上三条独立的限流熔断规则，则我们需要配置三个不同的临时数据存储区和三个独立的滑动时间窗口区。
在朝10秒临时数据暂存区推送临时数据的时候可能会造成冗余，但是在限流规则本身不带来配置的情况下该方案反而是最优方案。毕竟在实际应用场景中，我们往往是在发现了明细的性能异常或问题的时候才会配置限流熔断规则。 正是这个原因，我们再给出一个最小统计时间间隔概念，比如我们可以设置为10秒，我们先将10秒这个最小时间间隔的实例数据进行一次汇总，然后将第一次汇总后的数据放入到我们的滑动窗口数组里面。然后再基于规则配置，提取滑动窗口中的数据来进行二次汇总处理，最终判断配置的规则是否触发限流熔断操作。 限流熔断整体实现逻辑在前面的内容讲解完成后，我们再来看下限流熔断的整体实现逻辑，你可以将这篇文章逻辑看做是当前主流的限流熔断产品的一个逻辑简化实现。
当然一方面是简化，一方面在资源控制颗粒度上反而是本文的方法会更加细化。对于整个限流熔断的处理逻辑流程，我们可以简化为下图： 如果请求一个 2 个页的块，则 4 页的第一个块(从第 4 页的框架开始)将被分成两个 2 页的块。第一个页面(从第 4 页的帧开始)将作为分配的页面返回给调用方，第二个块(从第 6 页的页面开始)将作为 2 页的空闲块排队到 free_area 数组的元素 1 上。 页面取消分配 上面的这种内存方式最造成一种后果，那就是内存的碎片化，会将较大的空闲页面分成较小的页面。页面解除分配代码会尽可能将页面重新组合成为更大的空闲块。每释放一个页面，都会检查相同大小的相邻的块，以查看是否空闲。如果是，则将其与新释放的页面块组合以形成下一个页面大小块的新的自由页面块。每次将两个页面块重新组合为更大的空闲页面块时，页面释放代码就会尝试将该页面块重新组合为更大的空闲页面。通过这种方式，可用页面的块将尽可能多地使用内存。 例如上图，如果要释放第 1 页的页面，则将其与已经空闲的第 0 页页面框架组合在一起，并作为大小为 2页的空闲块排队到 free_area 的元素 1 中 内存映射 内核有两种类型的内存映射：共享型(shared) 和私有型(private)。私有型是当进程为了只读文件，而不写文件时使用，这时，私有映射更加高效。但是，任何对私有映射页的写操作都会导致内核停止映射该文件中的页。所以，写操作既不会改变磁盘上的文件，对访问该文件的其它进程也是不可见的。 按需分页 一旦可执行映像被内存映射到虚拟内存后，它就可以被执行了。因为只将映像的开头部分物理的拉入到内存中，因此它将很快访问物理内存尚未存在的虚拟内存区域。当进程访问没有有效页表的虚拟地址时，操作系统会报告这项错误。 页面错误描述页面出错的虚拟地址和引起的内存访问(RAM)类型。 Linux 必须找到代表发生页面错误的内存区域的 vm_area_struct 结构。由于搜索 vm_area_struct 数据结构对于有效处理页面错误至关重要，因此它们以 AVL(Adelson-Velskii和Landis)树结构链接在一起。如果引起故障的虚拟地址没有 vm_area_struct 结构，则此进程已经访问了非法地址，Linux 会向进程发出 SIGSEGV 信号，如果进程没有用于该信号的处理程序，那么进程将会终止。 然后，Linux 会针对此虚拟内存区域所允许的访问类型，检查发生的页面错误类型。如果该进程以非法方式访问内存，例如写入仅允许读的区域，则还会发出内存访问错误信号。
现在，Linux 已确定页面错误是合法的，因此必须对其进行处理。 （编辑：莆田站长网） 【声明】本站内容均来自网络，其相关言论仅代表作者个人观点，不代表本站立场。若无意侵犯到您的权利，请及时与联系站长删除相关内容! |
