信号量和共享内存
信号量(semaphore)Kless0329 （实现同步）
一种是系统调用，一种是调用linux库函数
信号量实现同步：
A B两个程序打印AA B
B 使每一次都连着打印A或B 只需一对信号量val= 1 A(p(0),v(0)) B(p(0),v(0)) p(0):是对val值为0的信号量进行p操作
AB两个程序进行读写同步，A写一个，B读一个，需要两对信号量（val= 1和val = 0，A( p(1),v(0) ) B( p(0),v(1) ) ）
一、系统调用（2）
1、创建信号量（semget），成功后设置信号量的值(semctl) == 另一个进程获取信号量
2、进行pv操作(semop)
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通过key获取semid
pv 操作就是对senbuf 里面的内容进行改动sem_num 只有一个，所以下标就是0
删除时是删除信号量集
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3、删除信号量(semctl)
注意：删除操作必须在pv操作结束后进行（与共享内存对比）
只需删除一次，不论在哪个进程中删除都可以
1、创建
2、操作
3、删除
二、调用库函数（3）
value :信号量的初始化值
和大多数linux函数一样，这些函数成功是返回0，失败时返回-1
三、命令删除
////////////////////////////////////////////////////////////////////////////////////////////////////////////////////////////
如果
Pv操作中
Struct sembuf buf;
Buf.sem_flg = SEM_UNDO; // SEM_NOW AIT 不赋值就会在程序结束后系统自动删掉
（如果将pv操作中的Buf.sem_flg = SEM_UNDO;
则必须在完成各种操作之后删除，因为如果不删除，程序结束后，系统不会自动
共享内存kless0402 （实现进程间的通信（IPC）有三个：管道，信号，共享内存）
系统调用（2）
1、每个进程都有自己的逻辑地址
2、共享内存：一个物理内存被多个进程来访问
目的：是用来进行进程之间通信，（信号，共享内存，管道）
创建：专门开辟一个某个大小的内存，用来作为共享内存
3、达到共享内存需要的函数
1、Shmget: 全新创建，或是获取
2、Shmat: 将共享内存映射到某个进程shm_addr = NULL 原因：该进程的某个位置，让他自动判断，因为和硬件关联度大
3、Shmdt: 断开，使内存不映射到该进程
4、Shmctl: “删除内存”cmd = IPC_RMID (可以在断开之前删除，与信号量对比)
5、只需删除一次
（可以在断开之前删除）
若程序结束后，未删除，系统不会自动删除
7、不断开，会自动断开，但不会删除，不论在那个映射的进程中删除都可以
8、linux服务器中，我用命令ipcs 去查看时，看到如下数据
key shmid owner perms bytes nattch status
ox00 3501612 root 600 10734227 384 dest
ox00 3501613 apache 666 10000 0
dest 表示共享内存段已经被删除，但是仍然有程序在连接着它
“status栏中列出当前共享内存的状态,当该段内存的mode字段设置了SHM_DEST位时就会显示"dest"字样,
当用户调用shmctl的IPC_RMID时,内核首先看有多少个进程还和这段内存关联着,如果关联数为0,就会销毁(释放)这段内存,否则就设置这段内存的mode位SHM_DEST,”
6、创建一个共享内存，从A程序中输入字符串，从B程序中输出字符串，并用信号量做同步（shm.c shm1.c (sem.c)）
0 1 v 3 p //信号量初始化为0 在A中先写v操作
在B中先写p操作
1、创建（shmget()）
2、映射（shmat()）
3、删除（shmctl()）（可将buf置为NULL）
4、命令删除
一般经验：
大多数linux中的库函数，失败：-1 成功：0
大多数linux中的系统调用，成功：与操作有关的标识符或其它或-1，失败：0
消息队列kless0405 提供一种从一个进程向一个进程发送一个数据块的方法，每个数据块都被认为含有一个类型。
（系统调用函数）
1、和管道相比：
未解决管道满时的阻塞问题
优势：它独立于发送和接收进程而存在，这消除了在同步命名管道的打开和关闭时产生的一些困难。
提供了一种在两个不相关的进程之间传递数据的相当有效的方法
1、所用到的函数（系统调用2）
取消，不会有影响）
2、添加消息（了解各个参数及返回值）
3、接收消息（了解各个参数及返回值）
第四个参数，接收消息的类型
4、控制操作（删除。。。）（了解各个参数及返回值）
5、命令删除
消息的类型
Struct message
{
long type; //必须为long型
char buff []; //为数据，类型视需要而写
}
有名管道
也可以启动一个进程（视情况而定）
四、管道、共享内存、消息机制三者的区别和联系及优缺点。
管道：固定了两个进行通信的进程
共享内存：多个进程之间的通信
消息机制：独立于接受和发送进程
共享内存+互斥量实现linux进程间通信
共享内存+互斥量实现linux进程间通信 一、共享内存简介 共享内存是进程间通信中高效方便的方式之一。共享内存允许两个或更多进程访问同一块内存，就如同malloc() 函数向不同进程返回了指向同一个物理内存区域的指针，两个进程可以对一块共享内存进行读写。 共享内存并未提供进程同步机制，使用共享内存完成进程间通信时，需要借助互斥量或者信号量来完成进程的同步。这里说一下互斥量与信号量的区别。互斥量用于线程的互斥，信号量用于线程的同步，这是互斥量与信号量的本质区别，其次信号量实现互斥量的功能。 本文结合个人实际项目需求，采用互斥量实现进程间访问共享内存的互斥，即同一时刻只能允许一个进程对共享内存进行写操作。 二、使用系统调用完成共享内存的申请、连接、分离和删除 共享内存函数由shmget、shmat、shmdt、shmctl四个函数组成。使用时需要包含#include
关于VB内存映射文件的使用
VB内存映射文件的使用 引言 文件操作是应用程序最为基本的功能之一，Win32 API和MFC均提供有支持文件处理的函数和类，常用的有Win32 API的CreateFile()、WriteFile()、ReadFile()和MFC提供的CFile类等。一般来说，以上这些函数可以满足大多数场合的要求，但是对于某些特殊应用领域所需要的动辄几十GB、几百GB、乃至几TB的海量存储，再以通常的文件处理方法进行处理显然是行不通的。目前，对于上述这种大文件的操作一般是以内存映射文件的方式来加以处理的，本文下面将针对这种Windows核心编程技术展开讨论。 内存映射文件 内存映射文件与虚拟内存有些类似，通过内存映射文件可以保留一个地址空间的区域，同时将物理存储器提交给此区域，只是内存文件映射的物理存储器来自一个已经存在于磁盘上的文件，而非系统的页文件，而且在对该文件进行操作之前必须首先对文件进行映射，就如同将整个文件从磁盘加载到内存。由此可以看出，使用内存映射文件处理存储于磁盘上的文件时，将不必再对文件执行I/O操作，这意味着在对文件进行处理时将不必再为文件申请并分配缓存，所有的文件缓存操作均由系统直接管理，由于取消了将文件数据加载到内存、数据从内存到文件的回写以及释放内存块等步骤，使得内存映射文件在处理大数据量的文件时能起到相当重要的作用。另外，实际工程中的系统往往需要在多个进程之间共享数据，如果数据量小，处理方法是灵活多变的，如果共享数据容量巨大，那么就需要借助于内存映射文件来进行。实际上，内存映射文件正是解决本地多个进程间数据共享的最有效方法。 内存映射文件并不是简单的文件I/O操作，实际用到了Windows的核心编程技术--内存管理。所以，如果想对内存映射文件有更深刻的认识，必须对Windows操作系统的内存管理机制有清楚的认识，内存管理的相关知识非常复杂，超出了本文的讨论范畴，在此就不再赘述，感兴趣的读者可以参阅其他相关书籍。 内存映射文件使用方法 1) 首先要通过CreateFile()函数来创建或打开一个文件内核对象，这个对象标识了磁盘上将要用作内 存映射文件的文件。 2)在用CreateFile()将文件映像在物理存储器的位置通告给操作系统后，只指定了映像文件的路径， 映像的长度还没有指定。为了指定文件映射对象需要多大的物理存储空间还需要通过 CreateFileMapping()函数来创建一个文件映射内核对象以告诉系统文件的尺寸以及访问文件的方式。 3)在创建了文件映射对象后，还必须为文件数据保留一个地址空间区域，并把文件数据作为映射到该 区域的物理存储器进行提交。由MapViewOfFile()函数负责通过系统的管理而将文件映射对象的全部或部分映射到进程地址空间。此时，对内存映射文件的使用和处理同通常加载到内存中的文件数据的处理方式基本一样。 4)在完成了对内存映射文件的使用时，还要通过一系列的操作完成对其的清除和使用过资源的释放。 这部分相对比较简单，可以通过UnmapViewOfFile()完成从进程的地址空间撤消文件数据的映像、通过CloseHandle()关闭前面创建的文件映射对象和文件对象。 内存映射文件相关函数 在使用内存映射文件时，所使用的API函数主要就是前面提到过的那几个函数，下面分别对其进行介绍：
oracle实例内存解析
一、名词解释 (1)SGA：System Global Area是Oracle Instance的基本组成部分，在实例启动时分配;系统全局域SGA主要由三部分构成：共享池、数据缓冲区、日志缓冲区。 (2)共享池：Shared Pool用于缓存最近被执行的SQL语句和最近被使用的数据定义，主要包括：Library cache（共享SQL区）和Data dictionary cache（数据字典缓冲区）。共享SQL区是存放用户SQL命令的区域，数据字典缓冲区存放数据库运行的动态信息。 (3)缓冲区高速缓存：Database Buffer Cache用于缓存从数据文件中检索出来的数据块，可以大大提高查询和更新数据的性能。 (4)大型池：Large Pool是SGA中一个可选的内存区域，它只用于shared server环境。 (5)Java池：Java Pool为Java命令的语法分析提供服务。 (6)PGA：Process Global Area是为每个连接到Oracle database的用户进程保留的内存。 二、分析与调整 (1)系统全局域： SGA与操作系统、内存大小、cpu、同时登录的用户数有关。可占OS系统物理内存的1/3到1/2。 a.共享池Shared Pool： 查看共享池大小Sql代码 SQL>show parameter shared_pool_size 查看共享SQL区的使用率： Sql代码 select(sum(pins-reloads))/sum(pins)"Library cache"from v$librarycache; --动态性能表 LIBRARY命中率应该在90％以上，否则需要增加共享池的大小。
软件解决51单片机由中断延时引起的计时误差
利用软件解决51单片机由中断延时引起的定时误差 引言 MCS-51单片机的中断响应延迟时间，取决于其它中断服务程序是否在进行，或取决于正在执行的是什么样的指令。单中断系统中的中断响应时间为3～8个机器周期[1]。无论是哪一种原因引起的误差，在精确定时的应用场合，必须考虑它们的影响，以确保精确的定时控制。根据定时中断的不同应用情况，应选择不同的精确定时编程方法 文中以定时器T1工作在定时方式1为例，晶振频率为12MHz 。 1 方法1 在定时器溢出中断得到响应时，停止定时器计数，读出计数值(反映了中断响应的延迟时间)，根据此计数值算出到下一次中断时，需多长时间，由此来重装载和启动定时器。例如定时周期为1ms，则通常定时器重装载值为-1000(0FC18H)。下面的程序在计算每个定时周期的精确重装载值时，考虑了由停止计数(CLR TR1)到重新启动计数(SETB TR1)之间的7个机器周期时间。程序中#LOW(-1000+7)和#HIGH(-1000+7)是汇编符号，分别表示-1000+7=0FC1FH这个立即数的低位字节(1FH)和高位字节(0FCH)。 ...... CLR EA ；禁止所有中断 CLR TR1 ；停止定时器T1 MOV A，#LOW(-1000+7) ；期望数的低位字节 ADD A，TL1 ；进行修正 MOV TL1，A ；重装载低位字节 MOV A，#HIGH(-1000+7) ；对高位字节处理 ADDC A，TH1 MOV TH1，A SETB TR1 ；重启动定时器 SETB EA ；重开中断 ...... 适用范围：此方法适用于各种原因造成的定时误差的情况，为通用方法。 2 方法2 假如定时周期为10ms，通常定时器重装载值为0D8F0H，中断子程序如下[2]： ORL TL1，#0F0H MOV TH1，#0D8H ...... 适用范围：这里用ORL TL1，#0F0H代替MOV TL1，#0F0H 可提高定时精度。此方法只适用于重装载值低位字节的低4位为零，且中断响应的延迟时间小于16个机器周期的情况。类似的定时器重装载值有0FFF0H，0FFE0H等。 3 方法3 假如定时周期为1ms，通常定时器重装载值为0FC18H，中断子程序如下： MOV A，#LOW(-1000+4) ；期望数的低位字节 ADD A，TL1 MOV TL1，A MOV A，#HIGH(-1000+4) ；对高位字节处理 ADDC A，TH1 MOV TH1，A
EMD经验模式分解信息汇总资料
EMD Empirical Mode Decomposition 经验模态分解 美国工程院院士黄锷1998年提出 一种自适应数据处理或挖掘方法，适用于非线性、非平稳时间序列的处理。 1.什么是平稳和非平稳 时间序列的平稳，一般是宽平稳，即时间序列的方差和均值是和时间无关的常数，协方差与与时间间隔有关、与时间无关。未来样本时间序列，其均值、方差、协方差必定与已经获得的样本相同，理解为平稳的时间序列是有规律且可预测的，样本拟合曲线的形态具有“惯性”。 而非平稳信号样本的本质特征只存在于信号所发生的当下，不会延续到未来，不可预测。 严格来说实际上不存在理想平稳序列，实际情况下都是非平稳。 2.什么是EMD经验模态分解方法？ EMD理论上可以应用于任何类型时间序列信号的分解，在实际工况中大量非平稳信号数据的处理上具有明显优势。这种优势是相对于建立在先验性假设的谐波基函数上的傅里叶分解和小波基函数上的小波分解而言的。EMD分解信号不需要事先预定或强制给定基函数，而是依赖信号本身特征自适应地进行分解。 相对于小波分解：EMD克服了基函数无自适应性的问题，小波分析需要选定一个已经定义好的小波基，小波基的选择至关重要，一旦选定，在整个分析过程中无法更换。这就导致全局最优的小波基在局部的表现可能并不好，缺乏适应性。而EMD不需要做预先的分析与研究，可以直接开始分解，不需要人为的设置和干预。 相对于傅里叶变换：EMD克服了传统傅里叶变换中用无意义的谐波分量来表示非线性、非平稳信号的缺点，并且可以得到极高的时频分辨率。 EMD方法的关键是将复杂信号分解为有限个本征模函数IMF，Intrinsic Mode Function。分解出来的IMF分量包含了原信号的不同时间尺度上的局部特征信号。 这句话中：不同时间尺度=局部平稳化，通过数据的特征时间尺度来获得本征波动模式，然后分解or筛选数据。 本质上，EMD将一个频率不规则的波化为多个单一频率的波+残波的形式。 原波形=ΣIMFs+余波 信号()t f 筛选出的本征模函数IMF包括余波，对应有实际的物理成因。 现实中的信号分量IMF不会保持完全稳定的频率和振幅，也常常无法从各个分量中直接看出信号规律。EMD分解经常被用作信号特征提取的一个预先处理手段，将各IMF分量作为后续分析方法的输入，以完成更加复杂的工作。 3.IMF的筛选过程 第一步： Get原数据曲线f(t)所有极大值点，三次样条插值函数拟合成原数据的上包络线； Get原数据曲线f(t)所有极小值点，三次样条插值函数拟合成原数据的下包络线。
中断
填空题 (1)51系列单片机5个中断源的中断入口地址分别是INT0：；INTl：；T0：；T1：；串行口：； (2)在CPU未执行同级或更高优先级中断服务程序的情况下，中断响应等待时间最少需要个机器周期，最长需要个机器周期。 (3)中断嵌套与子程序嵌套的区别在于:一是子程序嵌套是在程序中事先安排好的;而中断嵌套是：二是子程序嵌套无次序限制,而中断嵌套只允许。 (4)CPU未执行中断程序，中断响应时间最短需个机器周期，最长需个机器周期. 选择(1)CPU响应中断后，必须用软件清除中断请求标志的有( )。 A. INT0／INT1采用电平触发方式B．INT0／INT1采用边沿触发方式 C．定时／计数器T0/T1中断D．串行口中断TI／RI (2)下列中断优先顺序排列，不可能实现的有( )。 A．T1、T0、。INT0、INT1、串行口B．INT0、T1、T0、INT1、串行口C．INT0、INT1、串行口、T0、T1 D．INT1、串行口、INT0、T0、T1 提示：将中断请求排序分成两部分，如果每部分都满足同级优先次序，则设置能实现，否则设置不能实现。 判断对错 (1)不同中断源之间可以互相中断。( ) (2)不同优先级的中断源之间可以互相中断。( ) (3)INT0、INT1、T0、串行口、T1中断优先排列顺序不能实现。( ) (4)T0、Tl、INT0、INT1、串行口中断优先排列顺序能实现。( ) (5)串行口、TO、INT0、INT1、T1中断优先排列顺序不能实现。( ) (6)串行口、INT0、T0、INTl、T1中断优先排列顺序能实现。( ) (7)INT0、INT1、串行口、T0、T1中断优先排列顺序不能实现。( ) (8)INT0、T1、INT1、T0、串行口中断优先排列顺序能实现。( ) 简答 (1)编写中断程序时，通常需要在中断入口地址区间设置一条跳转指令，跳转到中断服务程序的实际入口处。为什么要这样做? (2)什么叫中断嵌套?中断嵌套有什么限制?中断嵌套与子程序嵌套有什么区别? (3)在51系列单片机5个中断源中，中断请求标志是如何清除的? (4)在5l系列单片机中，哪几个特殊功能寄存器与中断控制有关? (5)中断源中断优先级别设置能否实现，取决于什么因素?并说明理由。 (6)51系列单片机中断优先级和中断优先权有什么区别?如何设置中断优先级? (7)在5l系列单片机中，中断是如何嵌套的? (8)在5l系列单片机中，如果CU正在执行RETI或访问IE、IP指令，则中断不能立即响应，为什么? (9)在51系列单片机中，外中断的触发方式有哪几种?如果采用电平触发方式，需要注意什么?
linux下共享内存
Linux下共享内存 SUNNY.MAN 共享内存允许两个或多个进程进程共享同一块内存(这块内存会映射到各个进程自己独立的地址空间) 从而使得这些进程可以相互通信,进程退出时会自动和已经挂接的共享内存区段分离，但是仍建议当进程不再使用共享区段时调用shmdt来卸载区段。注意，当一个进程分支出父进程和子进程时，父进程先前创建的所有共享内存区段都会被子进程继承。如果区段已经做了删除标记(在前面以IPC_RMID指令调用shmctl)，而当前挂接数已经变为0，这个区段就会被移除。Linux中通过API函数shmget创建的共享内存一般都是在程序中使用shmctl来释放的，但是有时为了调试程序，开发人员可能通过Ctrl + C等方式发送中断信号来结束程序，此时程序申请的共享内存就不能得到释放，当然如果程序没有改动的话，重新运行程序时仍然会使用上次申请的共享内存，但是如果我们修改了程序，由于共享内存的大小不一致等原因会导致程序申请共享内存错误。因此，我们总是希望每次结束时就能释放掉申请的共享内存。 有两种方法可以用来释放共享内存： 第一种：如果总是通过Crtl+C来结束的话，可以做一个信号处理器，当接收到这个信号的时候，先释放共享内存，然后退出程序。 第二种：不管你以什么方式结束程序，如果共享内存还是得不到释放，那么可以通过linux命令ipcrm shm shmid来释放，在使用该命令之前可以通过ipcs -m命令来查看共享内存。 共享内存查看 使用ipcs命令，不加如何参数时，会把共享内存、信号量、消息队列的信息都
打印出来，如果只想显示共享内存信息，使用如下命令： [root@localhost ~]# ipcs –m 同样共享内存的大小也可以用ipcs –lm来查看它的上限下限。 shmget( ) 创建一个新的共享内存区段 取得一个共享内存区段的描述符 shmctl( ) 取得一个共享内存区段的信息 为一个共享内存区段设置特定的信息 移除一个共享内存区段 shmat( ) 挂接一个共享内存区段 shmdt( ) 于一个共享内存区段的分离 同样共享内存的大小也可以用ipcs –lm来查看它的上限下限。我们主要也是关心三个变量，一个是一共可以建立多少个共享内存段，每个段都大可以多少，一共有多少内存可以共享。 使用下面的命令查看共享内存的大小： max number of segments = 4096//总共可以有多少个段 max seg size (kbytes) = 4194303//一个段可以多大 max total shared memory (kbytes) = 1073741824//所有可以共享的内存大小 min seg size (bytes) =1 # cat /proc/sys/kernel/shmmax 修改共享内存大小： 临时修改：在root用户下执行
实验6 进程及进程间的通信之共享内存
实验6 进程及进程间的通信 ●实验目的： 1、理解进程的概念 2、掌握进程复制函数fork的用法 3、掌握替换进程映像exec函数族 4、掌握进程间的通信机制，包括：有名管道、无名管道、信 号、共享内存、信号量和消息队列 ●实验要求： 熟练使用该节所介绍fork函数、exec函数族、以及进程间通信的相关函数。 ●实验器材： 软件： 1.安装了Ubunt的vmware虚拟机 硬件：PC机一台 ●实验步骤： 1、用进程相关API 函数编程一个程序，使之产生一个进程 扇：父进程产生一系列子进程，每个子进程打印自己的PID 然后退出。要求父进程最后打印PID。 进程扇process_fan.c参考代码如下：
2、用进程相关API 函数编写一个程序，使之产生一个进程 链：父进程派生一个子进程后，然后打印出自己的PID，然后退出，该子进程继续派生子进程，然后打印PID，然后退出，以此类推。
要求：1) 实现一个父进程要比子进程先打印PID 的版本。（即 打印的PID 一般是递增的） 2 )实现一个子进程要比父进程先打印PID 的版本。（即打印的PID 一般是递减的） 进程链1,process_chain1.c的参考代码如下：
进程链2，process_chain2.c的参考代码如下：
3、编写程序execl.c，实现父进程打印自己的pid号,子进程调用 execl函数，用可执行程序file_creat替换本进程。注意命令行参数。 参考代码如下： /*execl.c*/ #include
内存映射文件
内存映射文件： 内存映射文件有三种，第一种是可执行文件的映射，第二种是数据文件的映射，第三种是借助页面交换文件的内存映射.应用程序本身可以使用后两种内存映射. 1.可执行文件映射： Windows在执行一个Win32应用程序时使用的是内存映射文件技术.系统先在进程地址空间的0x00400000以上保留一个足够大的虚拟地址空间(0x00400000以下是由系统管理的),然后把应用程序所在的磁盘空间作为虚拟内存提交到这个保留的地址空间中去(我的理解也就是说，虚拟内存是由物理内存和磁盘上的页面文件组成的，现在应用程序所在的磁盘空间就成了虚拟地址的页面文件).做好这些准备后，系统开始执行这个应用程序，由于这个应用程序的代码不在内存中(在页面文件中),所以在执行第一条指令的时候会产生一个页面错误(页面错误也就是说，系统所访问的数据不在内存中),系统分配一块内存把它映射到0x00400000处，把实际的代码或数据读入其中(系统分配一块内存区域，把它要访问的在页面文件中的数据读入到这块内存中,需在注意是系统读入代码或数据是一页一页读入的),然后可以继续执行了.当以后要访问的数据不在内存中时，就可以通过前面的机制访问数据.对于Win32DLL的映射也是同样，不过DLL文件应该是被Win32进程共享的(我想应该被映射到x80000000以后，因为0x80000000-0xBFFFFFFF是被共享的空间). 当系统在另一个进程中执行这个应用程序时，系统知道这个程序已经有了一个实例，程序的代码和数据已被读到内存中，所以系统只需把这块内存在映射到新进程的地址空间即可，这样不就实现了在多个进程间共享数据了吗！然而这种共享数据只是针对只读数据，如果进程改写了其中的代码和数据，操作系统就会把修改的数据所在的页面复制一份到改写的进程中(我的理解也就是说共享的数据没有改变，进程改写的数据只是共享数据的一份拷贝，其它进程在需要共享数据时还是共享没有改写的数据)，这样就可以避免多个进程之间的相互干扰. 2.数据文件的内存映射： 数据文件的内存映射原理与可执行文件内存映射原理一样.先把数据文件的一部分映射到虚拟地址空间的0x80000000 - 0xBFFFFFFF,但没有提交实际内存(也就是说作为页面文件),当有指令要存取这段内存时同样会产生页面错误异常.操作系统捕获到这个异常后，分配一页内存，映射内存到发生异常的位置，然后把要访问的数据读入到这块内存，继续执行刚才产生异常的指令(这里我理解的意思是把刚才产生异常的指令在执行一次，这次由于数据已经映射到内存中，指令就可以顺利执行过去),由上面的分析可知，应用程序访问虚拟地址空间时由操作系统管理数据在读入等内容，应用程序本身不需要调用文件的I/O函数(这点我觉得很重要，也就是为什么使用内存映射文件技术对内存的访问就象是对磁盘上的文件访问一样). 3.基于页面交换文件的内存映射： 内存映射的第三种情况是基于页面交换文件的.一个Win32进程利用内存映射文件可以在进程共享的地址空间保留一块区域(0x8000000 - 0xBFFFFFFF),这块区域与系统的页面交换文件相联系.我们可以用这块区域来存储临时数据，但更常见的做法是利用这块区域与其他进程通信(因为0x80000000以上是系统空间，进程切换只是私有地址空间，系统空间是所有进程共同使用的),这样多进程间就可以实现通信了.事实上Win32多进程间通信都是使用的内存映射文件技术，如PostMessage()，SentMessage()函数，在内部都使用内存映射文件技术. 使用内存映射文件的方法： 1.利用内存映射文件进行文件I/O操作： CreateFile()-->CreateFileMapping()-->MapViewOfFile()......
CP1H系列PLC内存分配培训教程
CP1H可编程控制器
Max作品 Max作品 2015.9
您将学会什么？
CP1H系列PLC选型配置
CP1H系列PLC内存分配
CP1H系列PLC功能使用
第二章 CP1H内存分配
CP1H内存结构
①程序或设置参数变更时 RAM 闪存自动传送 接通电源时 闪存 RAM自动传送 ②通过特定操作 进行RAM 闪存的传送 通过PLC设置，在接通电源时 进行闪存 RAM的传送
用户程序
RAM
I/O存储器
闪存
③ 通过软件操作 进行RAM 存储盒的传送，或 闪存 存储盒的传送 通过DIP开关设置，在接通电源 时或通过软件操作 进行存储盒 RAM的传送，或 存储盒 闪存的传送
系统参数
第二章 CP1H内存分配
CP1H的I/O存储器
CIO W
用户程序
存储器区 输入输出继电器区 内部辅助继电器区 特殊辅助继电器区 保持继电器区 数据存储器区 定时器区 计数器区 变址寄存器区 数据寄存器区 任务标志区
CP1H 0～6143CH 0～511CH 0～959CH 0～511CH 0～32767CH 0～4095CH 0～4095CH 0～15CH 0～15CH 0～31CH
A H D
I/O存储器
T C
系统参数
IR DR TK
第二章 CP1H内存分配
I/O存储器地址表示
字(通道)地址：数据 W 100
W区 字编号
D 100
D区 字编号
100
字编号（CIO省略）
字地址、位地址的 表示用十进制 字地址可看成位地 址的集合 一个字(通道)16位
位地址：状态（字编号和位编号由“. .”隔开） W 100 . 02
W区 字编号 位编号 （00~15）
0 . 07
字编号 位编号（CIO省略） （00~15）
单片机定时器中断时间误差的分析及补偿(精)
单片机定时器中断时间误差的分析及补偿作者冰晓日期 2009-1-8 8:09:00 推荐 摘要:本文分析了单片机定时器溢出中断与ＣＰＵ响应中断的时间误差，并给出了补偿误差的方法和实例。 关键词:单片机; 定时器; 中断; 误差 １前言 单片机内部一般有若干个定时器。如８０５１单片机内部有定时器０和定时器１。在定时器计数溢出时，便向ＣＰＵ发出中断请求。当ＣＰＵ正在执行某指令或某中断服务程序时，它响应定时器溢出中断往往延迟一段时间。这种延时虽对单片机低频控制系统影响甚微，但对单片机高频控制系统的实时控制精度却有较大的影响，有时还可能造成控制事故。为扩大单片机的应用范围，本文介绍它的定时器溢出中断与ＣＰＵ响应中断的时间误差、补偿误差的方法和实例。 ２误差原因、大小及特点 产生单片机定时器溢出中断与ＣＰＵ响应中断的时间误差有两个原因。一是定时器溢出中断信号时，ＣＰＵ正在执行某指令；二是定时器溢出中断信号时，ＣＰＵ正在执行某中断服务程序。 ２．１．ＣＰＵ正在执行某指令时的误差及大小 由于ＣＰＵ正在执行某指令，因此它不能及时响应定时器的溢出中断。当ＣＰＵ执行此指令后再响应中断所延迟的最长时间为该指令的指令周期，即误差的最大值为执行该指令所需的时间。由于各指令都有对应的指令周期，因此这种误差将因ＣＰＵ正在执行指令的不同而不同。如定时器溢出中断时，ＣＰＵ正在执行指令ＭＯＶＡ，Ｒｎ，其最大误差为１个机器周期。而执行指令ＭＯＶＲｎ, ｄｉｒｅｃｔ时，其最大误差为２个机器周期。当ＣＰＵ正在执行乘法或除法指令时，最大时间误差可达４个机器周期。在８０５１单片机指令系统中，多数指令的指令周期为１～２个机器周期，因此最大时间误差一般为１～２个机器周期。若振荡器振荡频率为ｆｏｓｃ,ＣＰＵ正在执行指令的机器周期数为Ｃｉ，则最大时间误差为Δｔｍａｘ１＝１２／ｆｏｓｃ×Ｃｉ(ｕｓ)。例如ｆｏｓｃ＝１２ＭＨＺ,ＣＰＵ正在执行乘法指令（Ｃｉ＝４），此时的最大时间误差为： Δｔｍａｘ１＝１２／ｆｏｓｃ×Ｃｉ＝１２／（１２×１０６）×４＝４×１０－６(ｓ)＝４(μｓ) ２．２ＣＰＵ正在执行某中断服务的程序时的误差及大小 定时器溢出中断信号时，若ＣＰＵ正在执行同级或高优先级中断服务程序，则它仍需继续执行这些程序，不能及时响应定时器的溢出中断请求，其延迟时间由中断转移指令周期Ｔ１、中断服务程序执行时间Ｔ２、中断返回指令的指令周期Ｔ３及中断返回原断点后执行下一条指令周期Ｔ４（如乘法指令）组成。中断转移指令和中断返回指令的指令周期都分别为２个机器周期。中断服务程序的执行时间为该程序所含指令的指令周期的总和。因此，最大时间误差Δｔｍａｘ２为： Δｔｍａｘ２＝（Ｔ１＋Ｔ２＋Ｔ３＋Ｔ４）１２／ｆｏｓｃ＝（２＋Ｔ２＋２＋４）１２／ｆｏｓｃ＝１２（Ｔ２＋８）／ｆｏｓｃ
Java内存区域划分、内存分配原理
本文由我司收集整编，推荐下载，如有疑问，请与我司联系 Java 内存区域划分、内存分配原理 2014/11/16 2448 运行时数据区域 Java 虚拟机在执行Java 的过程中会把管理的内存划分为若干个不同的数据区域。这些区域有各自的用途，以及创建和销毁的时间，有的区域随着虚拟机进程 的启动而存在，而有的区域则依赖线程的启动和结束而创建和销毁。 Java 虚拟机包括下面几个运行时数据区域： 程序计数器 程序计数器是一块较小的区域，它的作用可以看做是当前线程所执行的字节码的行号指示器。在虚拟机的模型里，字节码指示器就是通过改变程序计数器的值 来指定下一条需要执行的指令。分支，循环等基础功能就是依赖程序计数器来完成的。 由于java 虚拟机的多线程是通过轮流切换并分配处理器执行时间来完成，一个处理器同一时间只会执行一条线程中的指令。为了线程恢复后能够恢复正确的 执行位置，每条线程都需要一个独立的程序计数器，以确保线程之间互不影响。因 此程序计数器是“线程私有”的内存。 如果虚拟机正在执行的是一个Java 方法，则计数器指定的是字节码指令对应的地址，如果正在执行的是一个本地方法，则计数器指定问空undefined。程序计数器区域是Java 虚拟机中唯一没有定义OutOfMemory 异常的区域。 Java 虚拟机栈 和程序计数器一样也是线程私有的，生命周期与线程相同。虚拟机栈描述的是Java 方法执行的内存模型：每个方法被执行的时候都会创建一个栈帧用于存储局部变量表，操作栈，动态链接，方法出口等信息。每一个方法被调用的过程就对应 一个栈帧在虚拟机栈中从入栈到出栈的过程。
操作系统试卷
南邮2008/2009学年第一学期 《操作系统A 》期末试卷（B ） 院（系） 班级 学号 姓名 试卷 请考生注意： 1、答案请写在答题纸上，写在试卷上一律无效！ 2、考试完毕，请将答题纸、试卷、草稿纸全部交给监考老师，不得带出考场 一、单项选择题（每题2分，共20分） 1、设定一个作业建立一个进程，为了使长、短和交互式作业都能得到及 时的运行，应选用的调度算法是（ ）。 A ．先来先服务算法 B ．短作业优先算法 C ．多级反馈队列算法 D ．优先数算法 2、进程从运行状态进入就绪状态的原因可能是（ ）。 A. 被选中占有处理机 B. 等待某一事件 C. 等待的事件已发生 D. 时间片用完 3、利用管道进行的进程通信机制实质是（ ）。 A. 信号通信机制 B. 共享存储区通信机制 C. 共享文件通信机制 D. 消息传递通信机制 4、某页式存储管理系统中，地址寄存器长度为24位，其中页号占14位，则主存的 分块大小应该是（ ）字节。 A ．210 B ．10 C ．14 D ．214 5、下列说法中错误的是（ ）。 A. 作业分得的主存块数越多，缺页中断率越低 B. 作业划分的页面越小，缺页中断率越低 C. 程序局部性越好，缺页中断率越低 D. OPT 算法的缺页中断率最低 装 订 线 内 不 要 答 题 自 觉 遵 守 考 试 规 则，诚 信 考 试，绝 不 作 弊
6、I/O设备的控制方式中比DMA方式效率高的是（）。 A.询问方式 B.中断方式 C. 通道方式 D. 以上都不是 7、Spooling技术是一种实现虚拟（）的技术。 A. 处理器 B. 设备 C. 存储器 D. 链路 8、引入缓冲的主要目的是（）。 A. 改善CPU和I/O设备之间速度不匹配的情况 B. 节省内存 C. 提高CPU的运行频率 D. 提高I/O设备的利用率 9、位示图方法可用于（）。 A. 盘空间的管理 B. 盘的驱动调度 C. 文件目录的查找 D. 页式虚拟存贮管理中的页面调度 10、把逻辑文件存放到存储介质上时，如果组织成（）文件，则逻辑记录可以按 任意次序存放在不相邻的存储块中。 A．流式B．记录式C．顺序结构D．链接结构 二、填空题（每空1分，共20分） 1、是操作系统为了管理进程设置的一个专门的数据结构，用它来记录 进程的外部特征，描述进程的运动变化过程。是操作系统为管理文件而设置的数据结构，存放了为管理文件所需的所有有关信息。 2、可靠的信箱通信规则是：若发送信件时信箱已满，则发送进程被置成状态， 直到信箱有空时才被释放。若取信件时信箱中无信，则接收进程被置成状 态，直到有信件时才被释放。 3、Spooling系统主要由预输入程序、程序和程序组成。 4、根据运行程序对资源和机器指令的使用权限将处理器设置为不同状态，多数系统 将处理器工作状态划分为和这两种状态。 5、UNIX系统将文件分为三类：普通文件、文件和文件。 6、为了提高运算速度，通常都在MMU中设置一个专用的高速缓冲存储器，用来存 放最近问的部分页表，这种高速存储器称为，存放在该存储器中的页表称。 7、死锁的四个必要条件是互斥使用资源，占有等待资源，和。 8、操作系统中存储管理模块所实现的存储保护主要是防止和防止。 9、一个UNIX文件F的存取权限为：–rwxr–x–––，这表示这是一个文件，文 件主对该文件的读写权限为。 10、一进程刚获得三个主存页框的使用权，若该进程访问逻辑页面的次序是{1321215123}。 设初始主存页框为空，则当采用先进先出调度算法时，发生缺页次数是次，而采 用LRU算法时，缺页次数是次。（注：最初空的3页调入内存计入缺页中断次数）
内存映射和普通文件访问的区别
在讲述文件映射的概念时, 不可避免的要牵涉到虚存(SVR 4的VM). 实际上, 文件映射是虚存的中心概念, 文件映射一方面给用户提供了一组措施, 好似用户将文件映射到自己地址空间的某个部分, 使用简单的内存访问指令读写文件；另一方面, 它也可以用于内核的基本组织模式, 在这种模式种, 内核将整个地址空间视为诸如文件之类的一组不同对象的映射. 中的传统文件访问方式是, 首先用open系统调用打开文件, 然后使用read, write以及lseek等调用进行顺序或者随即的I/O. 这种方式是非常低效的, 每一次I/O操作都需要一次系统调用. 另外, 如果若干个进程访问同一个文件, 每个进程都要在自己的地址空间维护一个副本, 浪费了内存空间. 而如果能够通过一定的机制将页面映射到进程的地址空间中, 也就是说首先通过简单的产生某些内存管理数据结构完成映射的创建. 当进程访问页面时产生一个缺页中断, 内核将页面读入内存并且更新页表指向该页面. 而且这种方式非常方便于同一副本的共享. VM是面向对象的方法设计的, 这里的对象是指内存对象: 内存对象是一个软件抽象的概念, 它描述内存区与后备存储之间的映射. 系统可以使用多种类型的后备存储, 比如交换空间, 本地或者远程文件以及帧缓存等等. VM系统对它们统一处理, 采用同一操作集操作, 比如读取页面或者回写页面等. 每种不同的后备存储都可以用不同的方法实现这些操作. 这样, 系统定义了一套统一的接口, 每种后备存储给出自己的实现方法. 这样, 进程的地址空间就被视为一组映射到不同数据对象上的的映射组成. 所有的有效地址就是那些映射到数据对象上的地址. 这些对象为映射它的页面提供了持久性的后备存储. 映射使得用户可以直接寻址这些对象. 值得提出的是, VM体系结构独立于Unix系统, 所有的Unix系统语义, 如正文, 数据及堆栈区都可以建构在基本VM系统之上. 同时, VM体系结构也是独立于存储管理的, 存储管理是由操作系统实施的, 如: 究竟采取什么样的对换和请求调页算法, 究竟是采取分段还是分页机制进行存储管理, 究竟是如何将虚拟地址转换成为物理地址等等(Linux中是一种叫Three Level Page Table的机制), 这些都与内存对象的概念无关. 下面介绍Linux中 VM的实现. 一个进程应该包括一个mm_struct(memory manage struct), 该结构是进程虚拟地址空间的抽象描述, 里面包括了进程虚拟空间的一些管理信息: start_code, end_code, start_data, end_data, start_brk, end_brk等等信息. 另外, 也有一个指向进程虚存区表(vm_area_struct: virtual memory area)的指针, 该链是按照虚拟地址的增长顺序排列的. 在Linux进程的地址空间被分作许多区(vma), 每个区(vma)都对应虚拟地址空间上一段连续的区域, vma是可以被共享和保护的独立实体, 这里的vma就是前面提到的内存对象. 下面是vm_area_struct的结构, 其中, 前半部分是公共的, 与类型无关的一些数据成员, 如: 指向mm_struct的指针, 地址范围等等, 后半部分则是与类型相关的成员, 其中最重要的是一个指向vm_operation_struct向量表的指针 vm_ops, vm_pos向量表是一组虚函数, 定义了与vma类型无关的接口. 每一个特定的子类, 即每种vma类型都必须在向量表中实现这些操作. 这里包括了: open, close, unmap, protect, sync, nopage, wppage, swapout这些操作. 1.struct vm_area_struct { 2./*公共的, 与vma类型无关的 */ 3.struct mm_struct * vm_mm;
4.实例变量和类变量内存分配
实例变量和类变量内存分配 Java向程序员许下一个承诺：无需关心内存回收，java提供了优秀的垃圾回收机制来回收已经分配的内存。大部分开发者肆无忌惮的挥霍着java程序的内存分配，从而造成java程序的运行效率低下！ java内存管理分为两方面： 1，内存的分配：指创建java对象时，jvm为该对象在堆内存中所分配的内存空间。 2，内存的回收：指当该java对象失去引用，变成垃圾时，jvm的垃圾回收机制自动清理该对象，并回收该对象占用的内存。 jvm的垃圾回收机制由一条后台线程完成。不断分配内存使得系统中内存减少，从而降低程序运行性能。大量分配内存的回收使得垃圾回收负担加重，降低程序运行性能。 一，实例变量和类变量（静态变量） java程序的变量大体可分为成员变量和局部变量。 其中局部变量有3类：形参、方法内的局部变量、代码块内的局部变量。 局部变量被存储在方法的栈内存中，生存周期随方法或代码块的结束而消亡。 在类内定义的变量被称为成员变量。没使用static修饰的称为成员变量，用static修饰的称为静态变量或类变量。 1.1实例变量和类变量的属性 在同一个jvm中，每个类只对应一个Class对象，但每个类可以创建多个java对象。 【其实类也是一个对象，所有类都是Class实例，每个类初始化后，系统都会为该类创建一个对应的Class实例，程序可以通过反射来获取某个类所对应的Class实例（Person.class 或Class.forName(“Person”)）】 因此同一个jvm中的一个类的类变量只需要一块内存空间；但对实例变量而言，该类每创建一次实例，就需要为该实例变量分配一块内存空间。 非静态函数需要通过对象调用，静态函数既可以通过类名调用，也可以通过对象调用，其实用对象调用静态函数，底层还是用类名调用来实现的！ 1.2实例变量的初始化时机 对实例变量而言，它属于java对象本身，每次创建java对象时都需要为实例变量分配内存空间，并执行初始化。
共享内存使用方法
共享内存---shmget shmat shmdt 要使用共享内存，应该有如下步骤： 1.开辟一块共享内存shmget() 2.允许本进程使用共某块共享内存shmat() 3.写入/读出 4.禁止本进程使用这块共享内存shmdt() 5.删除这块共享内存shmctl()或者命令行下ipcrm ftok()。它有两个参数，一个是字符串，一个是字符。字符串一般用当前进程的程序名，字符一般用来标记这个标识符所标识的共享内存是这个进程所开辟的第几个共享内存。ftok()会返回一个key_t型的值，也就是计算出来的标识符的值。 shmkey = ftok( "mcut" , 'a' ); // 计算标识符 操作共享内存,我们用到了下面的函数 #include
int shmdt( char *shmaddr ); shmget()是用来开辟/指向一块共享内存的函数。参数定义如下：key_t shmkey 是这块共享内存的标识符。如果是父子关系的进程间通信的话，这个标识符用IPC_PRIV A TE来代替。但是刚才我们的两个进程没有任何关系，所以就用ftok()算出来一个标识符使用了。 int shmsiz 是这块内存的大小． int flag 是这块内存的模式(mode)以及权限标识。 模式可取如下值：新建：IPC_CREA T 使用已开辟的内存：IPC_ALLOC 如果标识符以存在，则返回错误值：IPC_EXCL 然后将“模式” 和“权限标识”进行“或”运算，做为第三个参数。 如：IPC_CREA T | IPC_EXCL | 0666 这个函数成功时返回共享内存的ID，失败时返回-1。 // shmid开辟共享内存 shmid = shmget( shmkey , sizeof(in_data) , IPC_CREA T | 0666 ) ; shmat()是用来允许本进程访问一块共享内存的函数。 int shmid是那块共享内存的ID。
- 共享内存和信号量
- 9.4.2 SAAM 评估实例
- 第十一章分布式共享内存
- 共享内存函数(shmget、shmat、shmdt、shmctl)及其范例 - guoping16的专栏 - 博客频道 - CSDN
- 共享内存实现进程间大数据的交换
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- 共享内存的原理
- 数据库实例概述