windows内存管理资料整理分享--2012-03-08修正补充

Windows内存管理机制方面的资料整理

以下关于windows的内存管理方面的资料整理，中间有些部分是根据我个人理解写上去的，有些知识点是资料中摘录的。对于windows内存管理机制方面比较感兴趣的朋友可以看看。当然自己写的那部分内容可能存在偏差，希望不要误导大家才好。一些自己写的东西，我基本上都用红色标示一下，大家看的时候注意，仅供参考，不对文字的准确性做保证。

还有需要说明的一点就是，个人觉得对于这些底层的东西的了解可能不一定说在你的日常开发中会有非常大的帮助和作用，但是明白底层的东西我觉得至少会让你开阔视野，明白问题的本质，有的时候在遇到棘手的问题上也许也会有帮助，会让你在思考问题的角度和层面上更加的深入。

Intel i386 CPU 系列提供的保护模式下的虚拟内存管理机制，请记住，这只是表示特定的CPU 架构，而不是特定的处理器版本。保护模式按照我个人的理解就是操作系统之上运行在ring3权级的应用程序是无法真正控制真正的内存，这一切都是由操作系统进行代劳，应用程序所访问到的自认为是真实内存的地址不过是操作系统的一种映射关系。这样伪造了每个应用程序独立4GB的内存空间就成为一种可能，而且由操作系统进行管理和整理内存碎片，也在一定程度上保证了操作系统自身的稳定和安全，避免应用程序的误操作导致系统崩溃。这个是我个人从内存角度进行感受保护模式和实模式的一种区别的自我感觉，当然对于是否正确就不知道了。

当然32位操作系统，由于是2进制的编码方式，自然最多的组合就是2的32次方，也就是刚刚好4GB的内存空间大小的寻址范围。

补充说明：至于为什么是2的32次方，因为更加确切的说是因为cpu的寄存器以及地址总线所限制的，因为地址总线决定了cpu的视野，也就是cpu所能够访问到的线性内存地址范围。寄存器是32位的，如EAX/EBX/ECX/EDX等这些通用寄存器。相比8086的那个时候的16位寄存器的寻址方式：段寄存器*16 + 偏移地址，32寄存器位就更加方便了。为什么需要*16，也就是二进制的向左移动4位是因为当时的地址总线可以达到20，也就是说根据地址总线cpu可以寻址2的20次方，而当时的寄存器只有16位，成为一种瓶颈。所以才使用上诉方式不浪费20根地址总线的寻址范围。还有需要说到的一点就是目前的cpu基本上都是已经发展到支持64位寻址了。当然想要真正的做到64位的寻址，必须符合下面三个条件，缺一不可，第一cpu本身的支持、操作系统的支持即64位操作系统、应用软件（64位应用软件）的支持。三种完全符合才是真正意义上的64位的工作模式。具体关于寻址方面的东西，大家可以参考相关的汇编方面的书籍，应该都会有介绍，我也是结合自己理解，大概的进行描述一下。

虽然说32位操作系统寻址可以到4GB，但是并不是说系统给予应用程序可用的内存空间就是4GB了，下面是摘自网络上一篇资料的说明。由32 位的Intel CPU 提供的4GB 虚拟内存空间被分割为相等的两部分。低于0x80000000 的内存地址由用户模式下的模块使用，这包括Win32 子系统，剩余的2GB 保留

给了系统内核。Windows 2000 Advanced Server 还支持通常称为4GT RAM Tuning 的另一种内存模型，该模型随Windows NT 4.0 Server 的企业版引入。该模型可提供3GB 的用户地址空间，另1GB 保留给内核，通过在boot.ini 中添加/3GB 选项来启用该模型。虽然这段话不是非常明白，但是从中可以肯定一点，就是操作系统给予应用程序的内存大小就在2GB到3GB左右。因为它自身也是程序，自然少不了给自己一定的内存空间。

大内存的管理是非常不方便的，所以操作系统引入了，内存分段和请求式分页的概念。80386 的另一个新特性是在硬件上支持分页，确切的来说是：请求式分页的虚拟内存。按照我个人的理解，应该就是类似操作系统当起了搬运工人，将运行中的程序的某些暂时用不到的资源或者数据移到存储设备如硬盘等，给其他程序的运行营造空间。等到这个应用程序那些数据需要用到的时候，又重新加载入内存。所以个人感觉所谓的虚拟内存，其实就是夹杂着硬盘这类cpu无法直接访问的存储设备进行凑数的。

下面是摘抄的关于操作系统的分页大小的问题：

80386 分页的模式是将内存划分为4KB 或4MB 大小的页。操作系统的设计者可以在二者之间自由的选择，也可混合使用这两个大小的页面。稍后，我会介绍Windows 2000 采用的混合大小方案：由操作系统使用4MB 的页面，而4KB 页面由剩余的代码和数据使用。这些页面由分层结构的页表树管理，该页表树记录当前位于物理内存中的页，同时还记录了每个页是否实际的位于物理内存中。如果指定页已被置换到了硬盘上，而某些模块触及了位于这些页中的地址，CPU 就会产生一个缺页中断（这与外围硬件产生的中断类似）。接下来，位于操作系统内核中的缺页中断处理例程会试图将该页再次调入物理内存，这可能需要将另一块内存中的数据写入硬盘以腾出空间。通常，系统采用最近最少（LRU ）算法来确定哪个页可以被置换出去。现在可以很清楚地看到为什么有时将这个过程称为---- 请求式分页（demand paging ）：即，由软件提出请求，然后根据操作系统和应用程序使用的内存的统计数据，将物理内存中的数据移动到后备存储设备中。

从上面这些难懂的名词中，个人感觉其实讲解的就是应用程序在操作系统中访问的内存是受操作系统实时控制的，一个应用程序在运行的过程中并不是说一定所有的数据都会被加载到物理内存中。是否被加载这个完全取决于操作系统是否将相关的数据真实的映射到物理内存里面。也就是说理论来讲，只有真正需要被cpu进行读指令和执行指令的那些操作数或者操作码才一定是最终映射到真实的物理内存中的。其他数据可能仍然在硬盘中躺着呢。我觉得这个也在一定意义上体现了操作系统的内存管理中的换入、换出的概念。

还有一点是关于4GB对于应用程序来说是否操作系统都是分配充足了这些虚拟空间呢？下面是摘自一篇网络文章的描述，实际上，根据页表的内容，4GB 的空间可以包含大量的“空洞”，这些“空洞”既没有映射到物理内存也没有映射到后备存储器中。如果一个应用程序试图读取或写入这样的一个地址，它将立即被系统中止掉。我觉得这个是否就会导致操作系统说内存不可以read或者write 的错误呢，当然这个只是个人的一种猜测。没有具体的去考究过。

还有一点就是我们日常中编码的时候的寻址，寻到的地址是真正的物理地址吗？这一点个人觉得也是有待商榷，按照上面说到的分页管理，以及请求的时候才进行映射的内容，比如下面的代码

int i, *p;

p = &i;

这个时候p对应的值是否是真实i的内存地址还是说只是一种操作系统给予的需要后面进行真正映射的物理地址呢？相比之下我更加认可后者，当然正确与否，目前没有考究过，也不知道如何去证明这一点。

补充上面：

根据后来的测试发现，其实cpu看到的内存，就是线性地址，如上面的指针的例子代码，其实我们得到的是否是真正的物理地址呢？其实不是，这个东西完全取决于操作系统的内存管理中的内存的线性地址和物理真是地址的映射。而这一层面对于应用程序来说是完全透明的。

还有就是理解一下关于cpu的时间片的概念

我们都知道个人的电脑目前都是分时多任务，而不是实时多任务，所谓的分时多任务就是说cpu的执行被分为小小的多个时间片，每个应用程序之间来回的切换，在执行A程序的时候，B程序的代码及需要运行的数据是不会被映射到内存的线性地址中的。这个就营造了独立，私有4GB的内存空间的概念了。因为同一个时间片内就一个应用程序在占用着线性地址，并且由操作系统管理和进行物理内存地址映射和在cpu上执行指令。

那么就造成一个问题，如果程序A向程序B发生消息，而且是发送字符串消息，使用字符串指针进行指向的，那么在A程序运行的时间片里面B程序是没有执行的，那么中间的媒介（操作系统）就上演媒人的角色。A指向的字符串的内存地址指针也是由操作系统临时开一个共享内存块临时保存，然后等到cpu指向B 程序的时候，操作系统来发送这个消息给B程序，从表面上看好像是A程序发给B程序，而实际是由操作系统代劳的。因为大家可以写类似的程序测试字符串的指向的最终的地址会发现，A程序发送的时候的字符串地址和B程序接收到的字符串的指针地址是不一样的，虽然字符串本身没变，就是因为操作系统做了中间的转换，而一般情况下我们对于内存地址是不关心的，只是关心里面的具体的字符串值，所以这个也不影响我们的程序逻辑，看起来也自然顺理成章。相关的API函数可以试试

FindWindow 来找到窗口句柄

SendMessage 发送消息到对应的窗口句柄

另一个程序响应对应的消息，MessageBox对应字符串内容以及字符串指针地址即可明白刚刚的文字描述了。

最后说一下前面一直提到说操作系统的内存分页管理方面的东西，那么这些东西是在哪里进行记录的呢？操作系统又是怎么知道什么时候启动分页，什么时候不进行启动分页和虚拟交换的呢？他们的映射表又在哪里？

因为我们都知道，刚刚按下电源启动加电或者重启，其实这个过程中有运行在实模式的过程，也就是说，那个时候是肯定不存在什么分页的概念的。一切都是由主板上的芯片代码进行检查对应的cpu、内存、显卡、硬盘等等的东西，检查通过后才会进行下面如启动操作系统等操作。

其实刚刚说到的保护模式、实模式以及分页等都是在控制寄存器cr0中进行控制的。下面是一段摘自网络上关于这些控制寄存器的介绍说明，仅供参考。

80386有四个32位的控制寄存器，分别命名位CR0、CR1、CR2和CR3。但CR1被保留，供今后开发的处理器使用，在80386中不能使用CR1，否则会引起无效指令操作异常。CR0包括指示处理器工作方式的控制位，包含启用和禁止分页管理机制的控制位，包含控制浮点协处理器操作的控制位。CR2及CR3由分页管理机制使用。CR0中的位5—位30及CR3中的位0至位11是保留位，这些位不能是随意值，必须为0。

控制寄存器CR0中的位0用PE标记，位31用PG标记，这两个位控制分段和分页管理机制的操作，所以把它们称为保护控制位。PE控制分段管理机制。PE=0，处理器运行于实模式；PE=1，处理器运行于保护方式。PG控制分页管理机制。PG=0，禁用分页管理机制，此时分段管理机制产生的线性地址直接作为物理地址使用；PG=1，启用分页管理机制，此时线性地址经分页管理机制转换位物理地址。由此可知，如果要启用分页机制，那么PE和PG标志都要置位。控制寄存器CR0中的位0用PE标记，位31用PG标记，这两个位控制分段和分页管理机制的操作，所以把它们称为保护控制位。PE控制分段管理机制。PE=0，处理器运行于实模式；PE=1，处理器运行于保护方式。PG控制分页管理机制。PG=0，禁用分页管理机制，此时分段管理机制产生的线性地址直接作为物理地址使用；PG=1，启用分页管理机制，此时线性地址经分页管理机制转换位物理地址。由此可知，如果要启用分页机制，那么PE和PG标志都要置位。

从上面的文字描述中我想你一定明白了保护模式、实模式、内存分页是否启用等问题上CR0的重要角色了。

在系统刚上电时，处理器被复位成pe＝0，pg＝0（即实模式状态），以允许引导代码在启用分段和分页机制之前能够初始化这些寄存器和数据结构。对于这类寄存器的使用是在实模式下方可使用。

好了，关于CR0的面貌我想各位看了上面的描述肯定很清楚了，他就是控制操作系统运行的模式，以及是否启动分页机制等等。那么如果启动了分页机制，发生一些错误怎么办？比如cpu想要访问的线性地址其实是在硬盘等存储设备中或者其他情况，操作系统是如何知道的呢？再比如刚刚一直说操作系统有内存的线性地址和真实物理地址的映射表，那么表在哪里呢？下面就来看看CR2和CR3从而解决上面提到的这些问题吧。

CR2用于发生页异常时报告出错信息。当发生页异常时，处理器把引起页异常的线性地址保存在CR2中。操作系统中的页异常处理程序可以检查CR2的内容，从而查出线性地址空间中的哪一页引起本次异常。从而操作系统来解决这些问题，如刚刚说到的没有映射到真正的物理的内存地址的话，操作系统进行真实的映射并且改变告知cpu具体的需要执行的指令的地址。等等相关的信息都是记录在CR2中的。

那么还有CR3呢？

CR3 用于保存页目录表页面的物理地址，因此被称为PDBR。由于目录是页对齐的，所以仅高20位有效，低12 位保留供更加高级的处理器使用。向CR3中装入一个新值时，低12位必须为0；但从CR3中取值时，低12位被忽略。每当用MOV指令重置CR3的值时，会导致分页机制高速缓冲区的内容无效，用此方法，可以在启用分页机制之前，即把PG 位置1之前，预先刷新分页机制的高速缓存。CR3寄存器即使在CR0寄存器的PG位或PE位为0时也可装入，如在实模式下也可设置CR3，以便进行分页机制的初始化。在任务切换时，CR3要被改变，但是如果新任务中CR3的值与原任务中CR3的值相同，那么处理器不刷新分页高速缓存，以便当任务共享页表时有较快的执行速度。CR3 用于保存页目录表页面的物理地址，因此被称为PDBR。由于目录是页对齐的，所以仅高20位有效，低12 位保留供更加高级的处理器使用。向CR3中装入一个新值时，低12位必须为0；但从CR3中取值时，低12位被忽略。每当用MOV指令重置CR3的值时，会导致分页机制高速缓冲区的内容无效，用此方法，可以在启用分页机制之前，即把PG 位置1之前，预先刷新分页机制的高速缓存。CR3寄存器即使在CR0寄存器的PG位或PE位为0时也可装入，如在实模式下也可设置CR3，以便进行分页机制的初始化。在任务切换时，CR3要被改变，但是如果新任务中CR3的值与原任务中CR3的值相同，那么处理器不刷新分页高速缓存，以便当任务共享页表时有较快的执行速度。

没错，通过CR3操作系统才是可以真实知道关于物理地址和线性地址的映射关系的。

当然关于CR3的描述中说到CR3就12位保留为0，那就是只有20位了，那么如何进行描述32位的地址呢？其实就是刚刚我们提到的4KB作为一个页的关键所在。

大家试试2的32次方/ 4 / 1024 就可以得到1048576刚刚好是2的20次方，也就是20位可以标示的地址范围了。所以保留12位置-0是不会影响到他的映射的。

最后的最后，说一说和内存管理相关的寄存器方面的东西，这里就似乎和汇编有点小关系了

就是GDT、GDTR、LDT、LDTR

下面是这几个的文字描述

GDT是全局描述附表，主要存放操作系统和各任务公用的描述符，如公用的数据和代码段描述符、各任务的TSS描述符和LDT描述符。（TSS是任务状态段，存放各个任务私有运行状态信息描述符）

可以看出GDT中对LDT进行了描述，也就是说通过GDT我们是可以找到LDT 的。

LDT是局部描述符表，主要存放各个任务的私有描述符，如本任务的代码段描述符和数据段描述符等。

GDTR是一个长度为48bit的寄存器，内容为一个32位的基地址和一个16位的段限。其中32位的基址是指GDT在内存中的地址。

那么我们通过上面提到的基地址和段限就可以拿到整个段的数据了。

LDTR是局部描述符寄存器，由一个可见的16位寄存器（段选择子）和一个不可见的描述符寄存器组成（描述符寄存器实际上是一个不可见的高速缓冲区）。

这里加入我的理解：应为GDT中除了有段描述符之外还有LDT描述符，所以微处理器在GDT中寻址LDT时，也需要使用选择子，以保持与段描述符寻址的统一。

在这里还要引入一个段选择子的概念。段选择子是一个寄存器，高13位用来指示描述符在描述符表中的索引号，低两位是表示使用描述符的特权级别；另外一位（T1）是GDT和LDT的信号量，如果T1=0，则使用GDTR，如果T1=1，则使用LDTR。选择子将被装入段寄存器中。系统中的段寄存器共有六个：CS、SS、DS、ES、FS和GS。当选择子被装入段寄存器时，微处理器会自动将其对应的描述符装入描述符寄存器。

系统任务切换时，LDT切换，而GDT不切换（因为真个系统只有一个GDT），这时新任务的LDT描述符的选择子就被装入到LDTR中。

为什么要有一个GDTR，并且GDTR的结构和LDTR不一样呢？

这主要是因为系统只有一个GDT，而GDT的描述符有不能存放在GDT中（LDT 的描述符都存放在GDT中），所以就需要一个GDTR来指示GDT在内存中的位置。因为GDTR是直接指示内存地址，而LDTR主要指示LDT描述符在GDT 中的位置和属性，所以GDTR和LDTR的结构也不同。

GDTR是一个48位寄存器,指向全局描述符表GDT,从16位到47位前32位表示GDT在内存中的地址,是线性地址,需要通过页表转换成物理地址

LDTR是一个16位寄存器,是在GDT中的索引,指向局部描述符表LDT,每个任务有一个LDT,不同的LDT占用不同的内存段,由不同的系统描述符描述,这些系统描述符放在GDT中.

LDTR里面保存的是索引值,指向LDT在GDT中的位置

如果手头上有虚拟地址xxxx:yyyyyyyy

首先从GDTR中取出GDT的基址BA找到GDT

xxxx一共16位,根据倒数第三位即T1位判断

如果T1=0,xxxx的前13位表示的是GDT的位置索引,根据索引得到一个描述符该描述符含有段的基址与其他各种信息,段的起始地址+yyyyyyyyy就得到线程地址

如果T1=1,那么从LDTR得到LDT的位置索引,在GDT里面找到LDT描述符,LDT 描述符里面包含LDT的线性地址

找到LDT,取出xxxx的前13位,在LDT中找到段描述符,该段描述符里面包含段的基址等信息.

而后段的基址加上yyyyyyyy得到线性地址

看了上面的这些文字描述是否很晕呢，从我的角度进行理解，GDT和LDT只是给大家真正讲解了内存中的寻址如何找到线性地址的过程。以及刚刚说到什么时候应该在GDT中找什么时候应该在LDT中找，都是由t1进行标示的。总之这些上面的文字，总体而言可以是真正的线性寻址的具体的描述吧。还有GDT作为全局自然每个程序都是一样享有，而LDT是根据程序不同而不同切换的。这一点上面也有提到。想要详细理解这些的话，看看汇编方面的东西再网上找点资料即可。

好了，以上就是个人关于windows内存管理方面的一个小小认识。当然过程中难免有差错，希望不要误导大家。分享这个主要还是抱着共同探讨学习的态度，感兴趣的朋友可以看看，当然也没有什么深奥的东西。

王瑞荣

2012-3-8 修正

操作系统内存管理复习过程

操作系统内存管理

操作系统内存管理 1. 内存管理方法 内存管理主要包括虚地址、地址变换、内存分配和回收、内存扩充、内存共享和保护等功能。 2. 连续分配存储管理方式 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。 2.1 单一连续存储管理 在这种管理方式中，内存被分为两个区域：系统区和用户区。应用程序装入到用户区，可使用用户区全部空间。其特点是，最简单，适用于单用户、单任务的操作系统。CP／M和 DOS 2．0以下就是采用此种方式。这种方式的最大优点就是易于管理。但也存在着一些问题和不足之处，例如对要求内

存空间少的程序，造成内存浪费；程序全部装入，使得很少使用的程序部分也占用—定数量的内存。 2.2 分区式存储管理 为了支持多道程序系统和分时系统，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。 分区式存储管理引人了两个新的问题：内碎片和外碎片。 内碎片是占用分区内未被利用的空间，外碎片是占用分区之间难以利用的空闲分区(通常是小空闲分区)。 为实现分区式存储管理，操作系统应维护的数据结构为分区表或分区链表。表中各表项一般包括每个分区的起始地址、大小及状态(是否已分配)。

分区式存储管理常采用的一项技术就是内存紧缩(compaction)。 2.2.1 固定分区(nxedpartitioning)。 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。分区大小可以相等：这种作法只适合于多个相同程序的并发执行(处理多个类型相同的对象)。分区大小也可以不等：有多个小分区、适量的中等分区以及少量的大分区。根据程序的大小，分配当前空闲的、适当大小的分区。 优点：易于实现，开销小。 缺点主要有两个：内碎片造成浪费；分区总数固定，限制了并发执行的程序数目。 2.2.2动态分区(dynamic partitioning)。 动态分区的特点是动态创建分区：在装入程序时按其初始要求分配，或在其执行过程中通过系统调用进行分配或改变分区大小。与固定分区相比较其优点是：没有内碎

环保知识学习资料

环保知识学习资料(总4页) -CAL-FENGHAI.-(YICAI)-Company One1 -CAL-本页仅作为文档封面，使用请直接删除

环保方面基础知识 1．第27届联合国大会决定把每年的6月5日定为（世界环境日）2．一般认为，我国酸雨形成的主要原因是（二氧化硫）等酸性气体进入大所后，逐步形成PH<5.6的酸性降水. 3．臭氧是一种天蓝色、有臭味的气体，在大气圈平流层中的臭氧层可以吸收和滤掉太阳光中大量的（紫外线），有效保护地球生物的生存。 4．噪声的来源主要有交通噪声、工业噪声、建筑施工噪声和社会噪声。人耳开始感到疼痛的声音叫痛阈，其声级为（120）分贝。5．如果大气中没有”温室气体”，地球表面温度将降低至-23`C，但是，如果温室气体量增加过多过快，就会造成（全球性气候变暖）． 6．大量氮、磷等植物性营养元素进入水体后，藻类大量繁殖，水质恶化，水生生物死亡，一般称为（富营养化）。 7．水体被污染的程度，可由溶解氧（DO）、生化需氧量（BOD）、（化学需氧量）（COD）、总需氧量（TOD）和总有机碳（TOC）等多项指标综合表示。 8．造成温室效应的气体有（二氧化碳），还有氯氟烃、甲烷、氮氧化合物、臭氧等气体。 9．一氧化碳是一种可以使人致死的有毒气体。汽车在（开着发动机停车等候）状态下排放的一氧化碳量较多。

10．ISO14000系列标准是国际标准化组织制定的有关（环境管理）的系列标准。 11．（生物圈）是联系有机物和无机物的中心环节，也是与人类关系最密切的一种环境要素。 12．如果一个地区的（碘）元素分布异常，可引起地方性甲状腺肿或克汀病。 13．生态系统中的“分解者”包括绿色植物、光能细菌和化能细菌，是构成生态系统的基础。 14．中国“植树节”是每年的“3月12日”。 15．联合国环境规划署总部设在“瑞士”的首都。 16．酸雨是指pH值＜5.6的大气降水。 17．1987年7月11日世界人口突破了（60亿），联合国因此把7月18.日定为“世界人口日”。 19、依据地表水水域使用目的和保护目标，将其划分为五类：I类主要适用于源头水、国家自然保护区；II类主要适用于集中式饮用水水源地一级保护区、珍贵鱼类保护区、鱼虾产卵场等；III类主要适用于集中式生活饮用水水源地二级保护区、一般鱼类保护区及游泳区；IV类主要适用于一般工业用水区及人体非直接接触的娱乐用水区；V类主要适用于农业用水区及一般景观要求水域。 20.一般将污染源分为工业污染源、交通运输污染源、农业污染源和（生活）污染源四类。 21.《国务院关于加强节能工作的决定》规定：所有公共建筑内的单

linux内存管理子系统 笔记

4-4 linux内存管理子系统 4-4-1 linux内存管理（参考课件） 物理地址：cpu地址总线上寻址物理内存的地址信号，是地址变换的最终结果 逻辑地址：程序代码经过编译后，出现在汇编程序中的地址（程序设计时使用的地址） 线性地址：又名虚拟地址，32位cpu架构下4G地址空间 CPU要将一个逻辑地址转换为物理地址，需要两步： 1、首先CPU利用段式内存管理单元，将逻辑地址转换成线性地址； 2、再利用页式内存管理单元，把线性地址最终转换为物理地址 相关公式： 逻辑地址=段基地址+段内偏移量(段基地址寄存器+段偏移寄存器)（通用的） 16位CPU：逻辑地址=段基地址+段内偏移量(段基地址寄存器+段偏移寄存器) 线性地址=段寄存器的值×16+逻辑地址的偏移部分 物理地址=线性地址（没有页式管理） 32位CPU：逻辑地址=段基地址+段内偏移量(段基地址寄存器+段偏移寄存器) 线性地址=段寄存器的值+逻辑地址的偏移部分 物理地址<——>线性地址（mapping转换） ARM32位：逻辑地址=段基地址+段内偏移量(段基地址寄存器+段偏移寄存器) 逻辑地址=段内偏移量（段基地址为0） 线性地址=逻辑地址=段内偏移量（32位不用乘以32） 物理地址<——>线性地址（mapping转换） ************************!!以下都是x86模式下!!********************************* 一、段式管理 1.1、16位CPU：（没有页式管理） 1.1.1、段式管理的由来： 16位CPU内部有20位地址总线，可寻址2的20次方即1M的内存空间，但16位CPU 只有16位的寄存器，因此只能访问2的16次方即64K。因此就采用了内存分段的管理模式，在CPU内部加入了段寄存器，这样1M被分成若干个逻辑段，每个逻辑段的要求如下： 1、逻辑段的起始地址（段地址）必须是16的整数倍，即最后4个二进制位须全是0 (因此不必保存)。 2、逻辑段的最大容量为64K。 1.1.2、物理地址的形成方式： 段地址：将段寄存器中的数值左移4位补4个0（乘以16），得到实际的段地址。 段偏移：在段偏移寄存器中。 1）逻辑地址=段基地址+段内偏移量(段基地址寄存器+段偏移寄存器) 2）由逻辑地址得到物理地址的公式为：（因为没有页式管理，所以这一步就得到了物理地址）物理地址PA=段寄存器的值×16+逻辑地址的偏移部分(注意!!)(段与段可能会重叠)

四川大学 操作系统上机实验 实验五 Windows虚拟存储器管理

实验报告 实验名称：Windows虚拟存储器管理 实验时间：2013年5月27日 实验人员：____郑笑凡___（姓名）__1143041243__（学号）____2011____（年级） 实验目的：1、了解Windows 2000/XP的内存管理机制，掌握页式虚拟存储技术。 2、理解内存分配原理，特别是以页面为单位的虚拟内存分配方法。 3、学会使用Windows 2000/XP下内存管理的基本API函数 实验环境：windows xp 实验步骤： 1、下载virtumem.cpp； 2、建立工程，将virtumen.cpp加入； 3、编译工程，观察结果，确信六种状态都出现至少一次，必要时可改程 序，方便观察结果； 4、看懂程序，按要求另写一段小程序； 5、编译，执行，观察结果。 6，总结。 实验陈述： 1、基础知识： pagefile.sys文件的位置在：__安装的系统盘根目录下____________________________________此文件的作用：____实现物理内存的扩展__________________________________________________ 改变此文件大小的方法:右击”我的电脑”,依次选择”属性”—“高级”—“性能选项”— “更改”_______________________________________ 虚拟地址空间中的页面分为：提交页面，保留页面，空闲页面 页面的操作可以分为：保留、提交、回收、释放、加锁 2、编程准备. 页面属性是在结构体MEMORY_BASIC_INFORMATION_的字段AllocationProtect 和字段中Protect体现出来的。 简述VirtualFree,VirtualPtotect,VirtualLock,VirtualUnlock,VirtualQuery的作用：_ VirtualFree：__释放虚存___________________________________________________ VirtualPtotect：_保留虚存_________________________________________________ VirtualLock：___加锁虚存_________________________________________________ VirtualUnlock：_解锁虚存________________________________________________ VirtualQuery：____查询虚存_______________________________________________ 3、编程 1）将virtumem.cpp加入工程，编译，执行。 是否能编译成功？是 请描述运行结果：

全面介绍Windows内存管理机制

全面介绍Windows内存管理机制及C++内存分配实例 文章整理: https://www.wendangku.net/doc/088989090.html, 文章来源: 网络- - 本文背景： 在编程中，很多Windows或C++的内存函数不知道有什么区别，更别谈有效使用；根本的原因是，没有清楚的理解操作系统的内存管理机制，本文企图通过简单的总结描述，结合实例来阐明这个机制。 本文目的： 对Windows内存管理机制了解清楚，有效的利用C++内存函数管理和使用内存。本文内容： 本文一共有六节，由于篇幅较多，故按节发表。 1.进程地址空间 1.1地址空间 ?32|64位的系统|CPU 操作系统运行在硬件CPU上，32位操作系统运行于32位CPU 上，64位操作系统运行于64位CPU上；目前没有真正的64位CPU。 32位CPU一次只能操作32位二进制数；位数多CPU设计越复杂，软件设计越简单。 软件的进程运行于32位系统上，其寻址位也是32位，能表示的空间是232=4G，范围从0x0000 0000~0xFFFF FFFF。 ?NULL指针分区 范围：0x0000 0000~0x0000 FFFF 作用：保护内存非法访问 例子：分配内存时，如果由于某种原因分配不成功，则返回空指针0x0000 0000；当用户继续使用比如改写数据时，系统将因为发生访问违规而退出。 那么，为什么需要那么大的区域呢，一个地址值不就行了吗？我在想，是不是因为不让8或16位的程序运行于32位的系统上呢？！因为NULL分区刚好范围是16的进程空间。 ?独享用户分区 范围：0x0001 0000~0x7FFE FFFF 作用：进程只能读取或访问这个范围的虚拟地址；超越这个范围的行为都 会产生违规退出。 例子： 程序的二进制代码中所用的地址大部分将在这个范围，所有exe 和dll文件都加载到这个。每个进程将近2G的空间是独享的。 注意：如果在boot.ini上设置了/3G，这个区域的范围从2G扩大为3G： 0x0001 0000~0xBFFE FFFF。 ?共享内核分区 范围：0x8000 0000~0xFFFF FFFF 作用：这个空间是供操作系统内核代码、设备驱动程序、设备I/O高速缓存、非页面内存池的分配、进程目表和页表等。 例子： 这段地址各进程是可以共享的。

环保教育经验交流发言

环保教育经验交流发言 为了生命，为了子孙后代，保护每一块绿地，爱护每一棵树木，节约点滴资源，保护好人类赖以生存的环境，是每个人义不容辞的责任。 环保教育经验交流发言为推进中国的环境教育和可持续发展教育，共同促进中国的可持续发展，“中国中小学绿色教育行动”(Environmental Educators’ Initiative, 简称EEI)的合作三方：中国教育部、世界自然基金会(WWF)和BP公司今天在北京联合举办“合作，促进中国可持续发展——环境教育案例分享暨经验交流会”。 本次会议的主要目的是介绍EEI教育项目的主要成效，交流和分享不同机构支持和参与环境教育和可持续发展教育的实践经验和成果，并通过更大范围的合作，以教育为途径更有效地促进中国和谐社会的建设。来自相关政府部门、国内著名高校和NGO，以及国内外知名企业的将参与此次会议，并围绕“环境与教育项目对中国可持续发展教育的支持与贡献”以及“企业如何与学校携手支持可持续发展教育”等话题进行交流和探讨。此外，来自“中国中小学绿色教育行动”环境教育中心的教研员代表还将结合自身参与和实践讲述该项目在中国正规教育领域所发挥的作用和成效。 1997年7月，中国教育部、世界自然基金会与BP公司

联合发起了“中国中小学绿色教育行动”。作为一个国际合作的环境教育项目，“中国中小学绿色教育行动”旨在将环境教育和可持续发展教育融入中国中小学课程中。这一项目是中国教育部门、跨国公司以及国际非政府组织的首次合作。 经过过去八年多的努力，“中国中小学绿色教育行动”已覆盖了全国17个省(直辖市、自治区)，在十多所高等师范院校建立了环境教育研究中心，建设了一支环境教育、可持续发展教育的师资队伍。项目为全国近3000名教研员进行了可持续发展教育理论与方法的培训，开发了相应的教育资源，并通过学科渗透、综合实践活动、班团队活动、学校管理、校园建设等方式进行环境教育，受益学生已达150多万人次。此外，该项目还在北京、云南、上海、重庆等地建立了野外环境教育实习基地。 作为该项目工作的重要成果，《中小学环境教育实施指南(试行)》于XX年11月由教育部正式颁布。这是中国第一份国家级环境教育指导文件，确保了环境教育成为新的国家课程中一个必要的组成部分，将对全国近两亿中小学生产生积极有益的影响。 为期10年的“中小学绿色教育行动”是BP在华最大的社区投资项目之一。公司积极参与了项目的运作管理，并提供资助。此外，BP中国还于去年春季启动了一项名为“携手校园”的学校合作项目，通过BP公司员工与学校老师的共

Solaris 8内存管理机制研究

Solaris 8内存管理机制研究 吴海燕 戚丽 冯珂 摘 要：寻找性能瓶颈是性能分析中的一项重要任务，内存瓶颈的表现并不像CPU或磁盘那样直接，本文通过对Solaris 8内存管理机制的研究，给出了寻找Solaris 8系统内存瓶颈的方法。 关键词：Solaris 8，内存管理，性能优化 一、问题的提出 清华大学计算机与信息管理中心数据中心现有服务器近百台，其中包括了SUN Fire 15000、SUN Enterprise 5500、SUN Enterprise 5000等大型SUN服务器，Solaris 8是主流操作系统。为了对服务器的资源（如CPU、内存、磁盘、网络）的使用情况进行长期监控，建立性能优化（performance tuning）的基准值，我们开发了一套脚本程序定时采集系统运行参数。在长期的监控中，我们发现Solaris 8系统的空闲内存（freemem）呈现一个有趣的变化规律，如图1所示： 图1 空闲内存（freemem）变化图 图1是某Solaris 8系统（在下文中我们称之为15k-a）自2003年2月份以来的freemem 变化情况，横坐标是时间，纵坐标是freemem的数量，以8K字节为单位。15k-a配置是10路Super SPARCIII CPU，10GB物理内存。从上图可以看到在正常运行时，freemem应该是比较稳定的，15k-a主要是运行数据库，数据库在运行时会占用2G内存作为SGA区使用，因此在通常的负载下，freemem保持在6~7G之间是比较正常的。稳定一段时间后，

15k-a的freemem会持续走低，直到最低值，约为18893×8KMB，然后系统开始回收内存，我们就会看到freemem数量急剧上升。freemem的陡降都发生在凌晨1：00之后，检查系统作业发现每天1：00都会有一个数据库备份脚本开始运行：首先是用“exp”命令给数据库做逻辑备份，然后用“cp”命令把备份出来的文件拷贝到后备存储上。这两个命令都是正常退出，没有任何报错。开始时我们曾怀疑是有内存泄漏，当某一天freemem大幅攀升时，此怀疑被解除了，因为如果有内存泄漏，系统是无法将内存回收回来的。 对于一个物理内存为10GB的系统来说，如果空闲内存（freemem）真的减少到不到二百兆，那将存在着严重的问题。但奇怪的是系统的CPU使用率一直很低，所有进程的反应也很快，系统没有任何资源匮乏的迹象。如何解释这些问题呢，为此我们对Solaris 2.x 的内存管理机制进行了研究。 二、Solaris的内存管理机制 Solaris 8的内存管理为虚拟内存管理。[1]简单地说，虚拟内存就是进程看到比它实际使用的物理内存多得多的内存空间，对于64位的Solaris 8操作系统，进程可以通过8K 大小的段寻址访问2的64次方字节的内存空间，这种8K的段被称为页（page）。传统的UNIX通过进程（pagedaemon）完成虚拟地址和物理地址间的转换，在Solaris中这些是通过一个硬件－MMU(Memory Management Unit)－来实现的。在多处理器系统中，每个CPU 都有自己的MMU。Solaris 8的虚拟存储体系由系统寄存器、CPU CACHE、主存（RAM，物理内存）、外存（磁盘、磁带等）构成。 有两个基本的虚拟内存系统管理模型[2]：交换（swapping）和按需换页（demand paged）模型。交换模型的内存管理粒度是用户进程，当内存不足时，最不活跃的进程被交换出内存（swapping out）。按需换页模型的内存管理粒度是页（page），当内存匮乏时，只有最不经常使用的页被换出。Solaris 8结合使用了这两种内存管理模型，在通常情况下使用按需换页模型，当内存严重不足时，使用交换模型来进行内存释放。 与传统UNIX系统相比，Solaris虚拟内存系统的功能要丰富得多，它负责管理所有与I/O和内存相关的对象，包括内核、用户应用程序、共享库和文件系统。传统的UNIX系统V（System V）使用一个单独的缓冲区来加速文件系统的I/O， Solaris 8则使用虚拟内存系统来管理文件系统的缓存，系统的所有空闲内存都可以被用来做为文件I/O缓存，因为RAM的访问速度比磁盘快得多，所以这样做带来的性能提高是可观的。这也意味着在存在大量文件系统I/O的系统上，空闲内存的数量几乎是0。 了解系统内存被分配到了什么地方，系统在什么情况下进行内存整理是系统管理的重

操作系统实验之内存管理实验报告

学生学号 实验课成绩 武汉理工大学 学生实验报告书 实验课程名称 计算机操作系统 开 课 学 院 计算机科学与技术学院 指导老师姓名 学 生 姓 名 学生专业班级 2016 — 2017 学年第一学期

实验三 内存管理 一、设计目的、功能与要求 1、实验目的 掌握内存管理的相关内容，对内存的分配和回收有深入的理解。 2、实现功能 模拟实现内存管理机制 3、具体要求 任选一种计算机高级语言编程实现 选择一种内存管理方案：动态分区式、请求页式、段式、段页式等 能够输入给定的内存大小，进程的个数，每个进程所需内存空间的大小等 能够选择分配、回收操作 内购显示进程在内存的储存地址、大小等 显示每次完成内存分配或回收后内存空间的使用情况 二、问题描述 所谓分区，是把内存分为一些大小相等或不等的分区，除操作系统占用一个分区外，其余分区用来存放进程的程序和数据。本次实验中才用动态分区法，也就是在作业的处理过程中划分内存的区域，根据需要确定大小。 动态分区的分配算法：首先从可用表/自由链中找到一个足以容纳该作业的可用空白区，如果这个空白区比需求大，则将它分为两个部分，一部分成为已分配区，剩下部分仍为空白区。最后修改可用表或自由链，并回送一个所分配区的序号或该分区的起始地址。 最先适应法：按分区的起始地址的递增次序，从头查找，找到符合要求的第一个分区。

最佳适应法：按照分区大小的递增次序，查找，找到符合要求的第一个分区。 最坏适应法：按分区大小的递减次序，从头查找，找到符合要求的第一个分区。 三、数据结构及功能设计 1、数据结构 定义空闲分区结构体，用来保存内存中空闲分区的情况。其中size属性表示空闲分区的大小，start_addr表示空闲分区首地址，next指针指向下一个空闲分区。 //空闲分区 typedef struct Free_Block { int size; int start_addr; struct Free_Block *next; } Free_Block; Free_Block *free_block; 定义已分配的内存空间的结构体，用来保存已经被进程占用了内存空间的情况。其中pid作为该被分配分区的编号，用于在释放该内存空间时便于查找。size表示分区的大小，start_addr表示分区的起始地址，process_name存放进程名称，next指针指向下一个分区。 //已分配分区的结构体 typedef struct Allocate_Block { int pid; int size; int start_addr; char process_name[PROCESS_NAME_LEN]; struct Allocate_Block *next; } Allocate_Block; 2、模块说明 2.1 初始化模块 对内存空间进行初始化，初始情况内存空间为空，但是要设置内存的最大容量，该内存空间的首地址，以便之后新建进程的过程中使用。当空闲分区初始化

操作系统课程设计内存管理

内存管理模拟 实验目标： 本实验的目的是从不同侧面了解Windows 2000／XP 对用户进程的虚拟内存空间的管理、分配方法。同时需要了解跟踪程序的编写方法(与被跟踪程序保持同步，使用Windows提供的信号量)。对Windows分配虚拟内存、改变内存状态，以及对物理内存(physical memory)和页面文件(pagefile)状态查询的API 函数的功能、参数限制、使用规则要进一步了解。 默认情况下，32 位Windows 2000／XP 上每个用户进程可以占有2GB 的私有地址空间，操作系统占有剩下的2GB。Windows 2000／XP 在X86 体系结构上利用二级页表结构来实现虚拟地址向物理地址的变换。一个32 位虚拟地址被解释为三个独立的分量——页目录索引、页表索引和字节索引——它们用于找出描述页面映射结构的索引。页面大小及页表项的宽度决定了页目录和页表索引的宽度。 实验要求： 使用Windows 2000／XP 的API 函数，编写一个包含两个线程的进程，一个线程用于模拟内存分配活动，一个线程用于跟踪第一个线程的内存行为，而且要求两个线程之间通过信号量实现同步。模拟内存活动的线程可以从一个文件中读出要进行的内存操作，每个内存操作包括如下内容： 时间：操作等待时间。 块数：分配内存的粒度。 操作：包括保留(reserve)一个区域、提交(commit)一个区域、释放(release)一个区域、回收(decommit)一个区域和加锁(lock)与解锁(unlock)一个区域，可以将这些操作编号存放于文件。保留是指保留进程的虚拟地址空间，而不分配物理 存储空间。提交在内存中分配物理存储空间。回收是指释放物理内存空间，但在虚拟地址空间仍然保留，它与提交相对应，即可以回收已经提交的内存块。释放是指将物理存储和虚拟地址空间全部释放，它与保留(reserve)相对应，即可以释放已经保留的内存块。 大小：块的大小。 访问权限：共五种，分别为PAGE_READONLY,PAGE_READWRITE ，PAGE_EXECUTE，PAGE_EXECUTE_READ 和PAGE EXETUTE_READWRITE。可以将这些权限编号存放于文件中跟踪线程将页面大小、已使用的地址范围、物理内存总量，以及虚拟内存总量等信息显示出来。

脱水企业环保工作经验交流

脱水企业环保工作经验交流 脱水企业环保工作经验交流 强化监管明责任服务发展上水平 **镇人民政府 各位领导、各位同志： 脱水蔬菜作为我镇特色优势产业，经过30多年的发展，现已成为全省最大的脱水蔬菜生产加工和销售集散地之一，给地方经济发展作出了较大贡献。但随着果蔬产业的发展壮大，其烟尘污染、废水污染也给生态环境带来了一定的负面影响。为此，我镇将紧紧围绕国家级生态镇创建目标，强化组织领导，落实有效举措，提高环保水平，为“天蓝、水清、路净、地绿”的美丽乡村建设提供有力保证。 一、深化宣传教育，增强环保意识 一是加强宣传求广度。继续利用会议、广播、标语、过街横幅、有线电视等多种形式，大力宣传环境保护的重要意义，营造浓厚的舆论氛围。通过广泛宣传，不断增强广大干部群众“既要金山银山，又要绿水清山”的环保意识，形成“保护环境、人人有责”的良好格局。二是组织培训重深度。举办新《环保法》专题培训班，邀请市检察院、环保局专家领导来我镇进行讲解、教育，通过学习培训，不断提高全镇社会各界，尤其是脱水企业业主的环保意识，让保护环境成为全镇上下的自觉行动。三是因势引导增力度。通过宣传发动、行政推动、典型带动、上下联动，促进政府依法行政，企业依法生产。 二、注重队伍建设，落实监管责任 一是加强组织领导。调整环境保护工作领导小组，由镇长任组长、分管领导任副组长，环保办、园区办、安全办、派出所、供电所等单位负责人为成员，做到主要领导亲自抓、负总责，分管领导直接抓、负实责，村和单位共同抓、各负其责。二是建强环保队伍。配齐配强环保队伍，加强队伍的组织建设、素质建设、作风建设和能力建设，严格队伍的教育管理，确保关键时刻拉得出打得响。三是落实监管责任。建立健全由政府、环保办、各企业、企业所属村共同组成的管理网络，实行网格化管理，明确各自的工作职责，签订好四个环保管理责任状，即政府与环保办、政府与企业、政府与村、环保办与工作人员分别签订责任状。同时强化环保办的内部管理，制定严格的考核意见，真正做到奖惩兑现、不打和牌。 三、加大硬件投入，提高工作成效 一是加大投入排污水。往年的脱水果蔬蒸煮水和下脚料都靠清运公司运往城南污水处理厂和垃圾中转站处理。去年，我镇结合省级生态镇创建工作，以城北污水处理厂建设为契机，投入70多万元，将污水处理支管网铺设到园区内7个脱水蔬菜企业的污水处理池，未收企业一分钱，为企业排污打造了绿色通道。二是千方百计控烟尘。去年，我镇通过招商引资，引进了台资企业热华能源公司的集中供热项目。目前主体工程已建成，即将向各企业铺设供热管网，项目竣工投产后，所有脱水加工企业的锅炉将全部拆除，统一实行集中供热，这样既可根除脱水蔬菜企业的烟尘排放，又可消除安全生产隐患。三是严格监管强入轨。为了降低生产成本，部分脱水企业有污水偷排，下脚料偷抛现象，针对这些不良行为，我们将落实有效举措，加大监管力度，确保监管到位。一方面，采取统一清运和自行处理相结合的办法，做好垃圾清理和下脚料清运。同时借助市环保局的行政

JVM原理以及JVM内存管理机制

一、 JVM简介 JVM是Java Virtual Machine（Java虚拟机）的缩写，JVM是一种用于计算设备的规范，它是一个虚构出来的计算机，是通过在实际的计算机上仿真模拟各种计算机功能来实现的。JVM工作原理和特点主要是指操作系统装入JVM是通过jdk中Java.exe来完成, 首先来说一下JVM工作原理中的jdk这个东西, .JVM 在整个jdk中处于最底层,负责于操作系统的交互,用来屏蔽操作系统环境,提供一个完整的Java运行环境,因此也就虚拟计算机. 操作系统装入JVM是通过jdk中Java.exe来完成。 通过下面4步来完成JVM环境. 1.创建JVM装载环境和配置 2.装载JVM.dll 3.初始化JVM.dll并挂界到JNIENV(JNI调用接口)实例 4.调用JNIEnv实例装载并处理class类。 对于JVM自身的物理结构，我们可以从下图了解：

JVM的一个重要的特征就是它的自动内存管理机制，在执行一段Java代码的时候，会把它所管理的内存划分 成几个不同的数据区域，其中包括： 1. 程序计数器，众所周知，JVM的多线程是通过线程轮流切换并 分配CPU执行时间的方式来实现的，那么每一个线程在切换 后都必须记住它所执行的字节码的行号，以便线程在得到CPU 时间时进行恢复，这个计数器用于记录正在执行的字节码指令的地址，这里要强调的是“字节码”，如果执行的是Native方法，那么这个计数器应该为null； 2.

3. Java计算栈，可以说整个Java程序的执行就是一个出栈入栈 的过程，JVM会为每一个线程创建一个计算栈，用于记录线程中方法的调用和变量的创建，由于在计算栈里分配的内存出栈后立即被抛弃，因此在计算栈里不存在垃圾回收，如果线程请求的栈深度大于JVM允许的深度，会抛出StackOverflowError 异常，在内存耗尽时会抛出OutOfMemoryError异常； 4. Native方法栈，JVM在调用操作系统本地方法的时候会使用到 这个栈； 5. Java堆，由于每个线程分配到的计算栈容量有限，对于可能会 占据大量内存的对象，则会被分配到Java堆中，在栈中包含了指向该对象内存的地址；对于一个Java程序来说，只有一个Java堆，也就是说，所有线程共享一个堆中的对象；由于Java堆不受线程的控制，如果在一个方法结束之后立即回收这个方法使用到的对象，并不能保证其他线程是否正在使用该对象；因此堆中对象的回收由JVM的垃圾收集器统一管理，和某一个线程无关；在HotSpot虚拟机中Java堆被划分为三代：o新生代，正常情况下新创建的对象会被分配到新生代，但如果对象占据的内存足够大以致超过了新生代的容量限 制，也可能被分配到老年代；新生代对象的一个特点是最 新、且生命周期不长，被回收的可能性高；

操作系统实验内存分配

精心整理西安邮电大学 （计算机学院） 课内实验报告 1. （1 （2 （3 原因，写出实验报告。 2.实验要求： 1）掌握内存分配FF，BF，WF策略及实现的思路； 2）掌握内存回收过程及实现思路； 3）参考本程序思路，实现内存的申请、释放的管理程序，调试运行，总结程序设计中出现的问题并找出原因，写出实验报告。

3.实验过程： 创建进程： 删除其中几个进程：(默认以ff首次适应算法方式排列) Bf最佳适应算法排列方式： wf最差匹配算法排列方式： 4.实验心得： 明 实验中没有用到循环首次适应算法，但是对其他三种的描述还是很详细，总的来说，从实验中还是学到了很多。 5.程序源代码： #include #include #include #include

#define PROCESS_NAME_LEN 32 //进程名长度 #define MIN_SLICE 10 //最小碎片的大小#define DEFAULT_MEM_SIZE 1024 //内存大小 #define DEFAULT_MEM_START 0 //起始位置 /*内存分配算法*/ #define MA_FF 1 #define MA_BF 2 #define MA_WF 3 /*描述每一个空闲块的数据结构*/ struct free_block_type { }; /* /* { }; /* /* void display_menu(); int set_mem_size(); void set_algorithm(); void rearrange(int algorithm); int rearrange_WF(); int rearrange_BF(); int rearrange_FF(); int new_process(); int allocate_mem(struct allocated_block *ab);

操作系统实验五 Windows XP 虚拟内存管理

实验五 Windows XP 虚拟内存管理 一实验目的 1) 了解存储器管理以及虚拟存储器管理的基本原理 2）了解和学习Windows系统管理工具中关于内存管理的设置和使用； 二实验环境 需要准备一台运行Windows XP操作系统的计算机。 三背景知识 虚拟存储器技术是当代计算机中广泛采用的内存管理方案，在Windows XP中合理的进行虚拟内存的设置，可以更有效的提高系统的工作效率。利用系统自带的系统监视器可以查看虚拟内存的使用情况，根据使用情况可以灵活的进行虚拟内存的管理。 四实验内容与步骤 启动并进入Windows环境，单击Ctrl + Alt + Del键，或者右键单击任务栏，在快捷菜单中单击“任务管理器”命令，打开“任务管理器”窗口。 步骤1：当前机器中由你打开，正在运行的应用程序有： 1) 5.doc[兼容模式]-Microsoft Word 2) 常州大学-Windows Internet Explorer 3) 常州大学教务单点登录接入平台- Windows Internet Explorer 步骤2：单击“进程”选项卡，一共显示了 33 个进程。请试着区分一下，其中： 系统 (SYSTEM) 进程有 19 个，填入表2-1中。 表2-1 实验记录 映像名称用户名CPU使用率内存使用进程实现的功能Svchost.exe SYSTEM 00 4416K NT Kernel &System Service.exe SYSTEM 00 3272K Windows会话管理器 Sqlservr.ex e SYSTEM 00 9580K Client Server Runtime Process LMS.exe SYSTEM 00 2912K 服务和控制器应用程序MDM.exe SYSTEM 00 3424K Local Security Authority Process Inetinfo.exe SYSTEM 00 9780K 本地会话管理器服务Spoolsv.exe SYSTEM 00 5612K Windows 服务主进程 Ati2evxx.e xe SYSTEM 00 4024K 360主动防御服务模块 Svchost.exe SYSTEM 00 24912K Windows 登录应用程序Svchost.exe SYSTEM 00 5084K Windows 服务主进程Service.exe SYSTEM 00 3476K 服务和控制器应用程序Isass.exe SYSTEM 00 1736K Local Security Authority Process

操作系统内存管理原理

内存分段和请求式分页 在深入i386架构的技术细节之前，让我们先返回1978年，那一年Intel 发布了PC处理器之母：8086。我想将讨论限制到这个有重大意义的里程碑上。如果你打算知道更多，阅读Robert L.的80486程序员参考（Hummel 1992）将是一个很棒的开始。现在看来这有些过时了，因为它没有涵盖Pentium处理器家族的新特性；不过，该参考手册中仍保留了大量i386架构的基本信息。尽管8086能够访问1MB RAM的地址空间，但应用程序还是无法“看到”整个的物理地址空间，这是因为CPU寄存器的地址仅有16位。这就意味着应用程序可访问的连续线性地址空间仅有64KB，但是通过16位段寄存器的帮助，这个64KB大小的内存窗口就可以在整个物理空间中上下移动，64KB逻辑空间中的线性地址作为偏移量和基地址（由16位的段寄存器给处）相加，从而构成有效的20位地址。这种古老的内存模型仍然被最新的Pentium CPU支持，它被称为：实地址模式，通常叫做：实模式。 80286 CPU引入了另一种模式，称为：受保护的虚拟地址模式，或者简单的称之为：保护模式。该模式提供的内存模型中使用的物理地址不再是简单的将线性地址和段基址相加。为了保持与8086和80186的向后兼容，80286仍然使用段寄存器，但是在切换到保护模式后，它们将不再包含物理段的地址。替代的是，它们提供了一个选择器（selector），该选择器由一个描述符表的索引构成。描述符表中的每一项都定义了一个24位的物理基址，允许访问16MB RAM，在当时这是一个很不可思议的数量。不过，80286仍然是16位CPU，因此线性地址空间仍然被限制在64KB。 1985年的80386 CPU突破了这一限制。该芯片最终砍断了16位寻址的锁链，将线性地址空间推到了4GB，并在引入32位线性地址的同时保留了基本的选择器/描述符架构。幸运的是，80286的描述符结构中还有一些剩余的位可以拿来使用。从16位迁移到32位地址后，CPU的数据寄存器的大小也相应的增加了两倍，并同时增加了一个新的强大的寻址模型。真正的32位的数据和地址为程序员带了实际的便利。事实上，在微软的Windows平台真正完全支持32位模型是在好几年之后。Windows NT的第一个版本在1993年7月26日发布，实现了真正意义上的Win32 API。但是Windows 3.x程序员仍然要处理由独立的代码和数据段构成的64KB内存片，Windows NT提供了平坦的4GB地址空间，在那儿可以使用简单的32位指针来寻址所有的代码和数据，而不需要分段。在内部，当然，分段仍然在起作用，就像我在前面提及的那样。不过管理段的所有责任都被移给了操作系统。

实验4内存管理资料讲解

实验 4 内存管理

实验4内存管理 学校：FJUT 学号：3131903229 班级：计算机1302姓名：姜峰 注：其中LFU和NRU算法运行结果可能与其他人不同，只是实现方式不同，基本思路符合就可以。 .实验学时与类型 学时：2,课外学时：自定 实验类型：设计性实验二.实验目的 模拟实现请求页式存储管理中常用页面置换算法，理会操作系统对内存的 调度管理。 三?实验内容 要求：各算法要给出详细流程图以及执行结果截图。 假设有一程序某次运行访问的页面依次是： 0,124,3,4,5,1,2,5,1,2,3,4,5,6 ，请给出采用下列各页面置换算法时页面的换进换出情况，并计算各调度算法的命中率（命中率二非缺页次数/总访问次数），初始物理内存为空，物理内存可在4?20页中选择。 （1）FIFO :最先进入的页被淘汰； （2）LRU :最近最少使用的页被淘汰； （3）OPT :最不常用的页被淘汰；（选做） ⑷LFU :访问次数最少的页被淘汰（LFU）。（选做）

源代码： #i nclude #include #in elude #i nclude #defi ne MAXNUM 100 struct Phy_Memory{ //定义一个物理内存结构体 char Page; int time; }; char *OutPut; struct Phy_Memory *Phy_Page; void Print(char *PageStr,int Phy_PageNum,int absence){ // 打印图解函数int i,j; for(i=0;iPage!=*Temp;i++); if(i

我市环保工作经验交流材料

我市环保工作经验交流材料 资源节约和环境保护是我国的基本国策。党的十七大报告明确要求“建设生态文明，基本形成节约能源资源和保护生态环境的产业结构、增长方式和消费模式”，推进节能减排，建设生态××是落实十七大精神的体现，是一项功在当代、利在千秋的事业。 一、环境整治成效显著，环境建设取得重大进展 近年来，我市环保工作取得了长足发展，专项整治成效显著，环境基础设施得到加强，生态建设、节能降耗和循环经济发展迈出重要步伐，被国家列为全省唯一循环经济试点城市。 一是专项整治和环境建设取得重大进展。开展了整治违法排污企业保障群众健康专项行动，继续狠抓了陶瓷水泥企业污染整治和中心城建成区燃煤锅炉淘汰改造工作，到20XX 年6月27日止,全市已拆除燃煤倒焰窑472座、烟囱323根、锅炉84台,有83家陶瓷生产企业完成了倒焰窑清洁能源改造任务。加强了饮用水源保护，制定了我市饮用水源水质达标工作方案和城市生活饮用水水源保护区划定方案，开展了取缔生活饮用水地表水源保护区排污口专项行动，对饮用水地表水源一、二级保护区内的所有排污口进行了整改，关停取缔排污企业5家;强化了环境执法，20XX年对环境违法案

件立案38起，行政处罚35起，申请人民法院强制执行34起;建设完善了生活垃圾卫生填埋场、医疗废物处理中心并投入使用，城市污水处理厂建设按计划进行。 二是环境质量状况明显改善。20XX年，我市城区空气质量继续保持在国家规定的二级标准，质量为优良以上的天数达348天。集中式饮用水源地水质好转，五陂下、麻山水厂两个饮用水源地的水质达标率均为100%，全市五条主要河流出境水水质均保持在三类水标准。降尘量持续下降，全市每月每平方公里降尘均值为吨，比20XX年下降吨，湘东、青山地区环境状况明显改善，青山测点每月每平方公里降尘均值为吨,比20XX年下降吨。噪声整治取得显著成效。 三是绿色生态建设全面启动。启动了××市水源保护工程、××市创建生态县、绿色生态社区、生态工业园区工程、××市水、空气质量达标升级工程等“十大工程”，袁河、莲江源头保护污染物零排放专项行动、城市中心区有毒有害气体零排放专项行动、工业园区污水达标排放专项行动、二级饮用水源保护区内污水零排放专项行动等“七个专项行动”。大力推进“生态县”、“生态村”建设，目前芦溪县被列为国家第九批生态示范区之一，正在加紧建设，莲花县已经进入江西省首届“十佳绿色生态县”，安源区的安源镇荣获江西“十佳环境优美乡镇”称号，同时涌现出湘东区麻山 XX镇幸福村、安源区略下村等一大批生态环境优美乡村。