Linux在用户空间访问内存的绝对地址
在用户空间（和内核空间）访问内存的绝对地址问题：
开发板中配置，S3C2410+NAND FLASH+SDRAM;
其中，SDRAM的地址为0x3000 0000；另外，由于需要从NAND FLASH 启动，在地址0x0000 0000处有一块SRAM作为辅助(stepping stone)，大小是4K。
启动原理是，系统上电后，硬件会自动将NAND FLASH的前4k代码拷贝到SRAM中，从SRAM中启动系统，系统启动后SRAM就不再用了。
现在的问题是，打算系统启动后，利用一下SRAM，但是不知道在linux 下如何去访问SRAM。
解决：
想起ioremap的功能，就从网络上查阅了些资料，很有收获。
1. 在内核空间访问
原来在linux下访问绝对地址时需要“地址映射”，就是需要把物理地址映射到虚拟地址。不过具体的原理我还不清楚，参考了一篇博文
主要是用ioremap函数。
1. /*好像需要下面的头文件*/
2. #include
3. #include
4. #include
5. #include /* for virt_to_phys */
6. #include /* for kmalloc and kfree */
7.
8. void* v_addr = ioremap(0, 1024);
第一个参数是要访问的物理地址;
第二个参数是要访问区域的大小;
函数返回映射后区域的起始虚拟地址;
然后就可以直接对v_addr进行读写了。
注意，这里只是将物理空间映射到内核空间，在用户空间还是不能访问的。
2. 在用户空间访问(1)
使用ioremap映射到内核空间后，可以使用remap_pfn_range将内核空间映射到用户空间，应该就可以访问了，比较复杂，没有尝试……
可以参考：
On 2.6 things got even simpler. The remap_pfn_range function sets the correct flags in the vm_area. remap_pfn_range can be called for a set of physically contiguous pages. Do map the pages you therefore have to:
* Implement a mmap method for your driver
* Set the reserved bit on the pages you are mapping into user space
* Call remap_pfn_range to map your buffer into user space Example:
if (remap_pfn_range(vma,
vma->vm_start,
virt_to_phys((void *)kmalloc_area) >> PAGE_SHIFT,
size,
vma->vm_page_prot)) < 0) {
printk("remap_pfn_range failed\n");
return -EIO;
}
The arguments of the remap_pfn_range function are:
* vma: vm_area_struct has passed to the mmap method
* vma->vm_start: start of mapping user address space
* virt_to_phys((void *)kmalloc_area) >> PAGE_SHIFT: page frame number of first page
* size: length of mapping in bytes
* vma->>vm_page_prot: protection bits, here passed along received from application
3. 在用户空间访问(2)
查资料时，在评论里发现了下面的方法。
1. int fd;
2. void *start;
3.
4. fd = open("/dev/mem", O_RDONLY);
5. start = mmap(NULL, 10, PROT_READ, MAP_PRIVATE, fd, 0);
用/dev/mem和mmap，在用户空间访问寄存器用，直接指定访问的物理地址就好了。这个方法比上面的方法节省了写驱动。
另外，关于函数mmap，
mmap方法是file_operations结构的一部分，用户空间系统调用原型为：mmap (cadaar_t addr, size_t len, int prot, int flags,int fd, off_t offset)
但是文件操作声明如下：
int (*mmap) (struct file *filp, struct vm_area_struct*vma)
注：vm_area_struct 是描述进程地址空间的基本管理单元。vma中就需要包含用于访问设备虚拟地址的信息，因此大量工作是在内核中完成的。
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Linux 性能测试与分析 Linux 性能测试与分析 Revision History 1 性能测试简介 l 性能测试的过程就是找到系统瓶颈的过程。 l 性能测试(包括分析和调优)的过程就是在操作系统的各个子系统之间取得平衡的过程。l 操作系统的各个子系统包括： ?CPU
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一般来说，编译连接之后的代码只能在固定的位置（这里的位置是指偏移地址）上执行，如果直接将其拷贝到其他位置（偏移地址跟编译时的地址不同）上运行时会发生不可预料的错误。 这是因为在汇编语言中对静态变量的寻址通常是用直接寻址方式，这种方式直接使用变量的绝对偏移地址，如果被使用的变量也随代码一起被移动到目标地址，那对该变量的访问将会是对一个无效数据的访问。比如下面这段代码： Org 100H Add SI,SI Mov AX,Var1[SI] Ret Var1 DW 0,1,2,3,4,5,6,7,8,9 它的作用是从字数组Var1中取出SI所指的那个节点的数据给AX并返回。这段程序编译后的代码如下： 0F05:0100 03F6 ADD SI,SI 0F05:0102 2E8B840801 MOV AX,CS:[SI+0108] 0F05:0107 C3 RET 0F05:0100 -00 00 01 00 02 00 03 00 ........ 0F05:0110 04 00 05 00 06 00 07 00-08 00 09 00 ............ 注意红色的数字，它就是数组Var1的绝对偏移地址。此时如果我们把子程序GetData拷贝到偏移地址200H处，可以得到如下代码： 0F05:0200 03F6 ADD SI,SI 0F05:0202 2E8B840801 MOV AX,CS:[SI+0108] 0F05:0207 C3 RET 0F05:0200 -00 00 01 00 02 00 03 00 ........ 0F05:0210 04 00 05 00 06 00 07 00-08 00 09 00 ............ 再次注意红色的数字！此时数组Var1已经被移动到偏移地址208H处，而代码中对数组的访问仍然使用的是编译时的偏移地址。如果该处的数据正好被另的模块更改过的话，后果就...... 1
各种内存概念 这里需要明确的是，我们讨论的不同内存的概念是建立在寻址空间上的。 IBM推出的第一台PC机采用的CPU是8088芯片，它只有20根地址线，也就是说，它的地址空间是1MB。 PC机的设计师将1MB中的低端640KB用作RAM，供DOS及应用程序使用，高端的384KB则保留给ROM、视频适配卡等系统使用。从此，这个界限便被确定了下来并且沿用至今。低端的640KB就被称为常规内存即PC机的基本RAM区。保留内存中的低128KB是显示缓冲区，高64KB是系统BIOS（基本输入／输出系统）空间，其余192KB空间留用。从对应的物理存储器来看，基本内存区只使用了512KB芯片，占用0000至80000这512KB 地址。显示内存区虽有128KB空间，但对单色显示器（MDA卡）只需4KB就足够了，因此只安装4KB的物理存储器芯片，占用了B0000至B10000这4KB的空间，如果使用彩色显示器（CGA卡）需要安装16KB的物理存储器，占用B8000至BC000这16KB的空间，可见实际使用的地址范围都小于允许使用的地址空间。 在当时（1980年末至1981年初）这么“大”容量的内存对PC机使用者来说似乎已经足够了，但是随着程序的不断增大，图象和声音的不断丰富，以及能访问更大内存空间的新型CPU相继出现，最初的PC机和MS－DOS设计的局限性变得越来越明显。 ●1.什么是扩充内存？ 到1984年，即286被普遍接受不久，人们越来越认识到640KB的限制已成为大型程序的障碍，这时，Intel和Lotus，这两家硬、软件的杰出代表，联手制定了一个由硬件和软件相结合的方案，此方法使所有PC机存取640KB以上RAM成为可能。而Microsoft刚推出Windows不久，对内存空间的要求也很高，因此它也及时加入了该行列。 在1985年初，Lotus、Intel和Microsoft三家共同定义了LIM－EMS，即扩充内存规范，通常称EMS为扩充内存。当时，EMS需要一个安装在I／O槽口的内存扩充卡和一个称为EMS的扩充内存管理程序方可使用。但是I／O插槽的地址线只有24位（ISA总线），这对于386以上档次的32位机是不能适应的。所以，现在已很少使用内存扩充卡。现在微机中的扩充内存通常是用软件如DOS中的EMM386把扩展内存模拟或扩充内存来使用。所以，扩充内存和扩展内存的区别并不在于其物理存储器的位置，而在于使用什么方法来读写它。下面将作进一步介绍。 前面已经说过扩充存储器也可以由扩展存储器模拟转换而成。EMS的原理和XMS不同，它采用了页帧方式。页帧是在1MB空间中指定一块64KB空间（通常在保留内存区内，但其物理存储器来自扩展存储器），分为4页，每页16KB。EMS存储器也按16KB分页，每次可交换4页内容，以此方式可访问全部EMS存储器。符合EMS的驱动程序很多，常用的有EMM386.EXE、QEMM、TurboEMS、386MAX等。DOS和Windows中都提供了EMM386.EXE。 ●2.什么是扩展内存？ 我们知道，286有24位地址线，它可寻址16MB的地址空间，而386有32位地址线，它可寻址高达4GB的地址空间，为了区别起见，我们把1MB以上的地址空间称为扩展内存XMS（eXtend memory）。 在386以上档次的微机中，有两种存储器工作方式，一种称为实地址方式或实方式，
目录: Linux硬件基础 CPU：就像人的大脑，主要负责相关事情的判断以及实际处理的机制。 CPU：CPU的性能主要体现在其运行程序的速度上。影响运行速度的性能指标包括CPU的工作频率、Cache容量、指令系统和逻辑结构等参数。 查询指令：cat /proc/cpuinfo 内存：大脑中的记忆区块，将皮肤、眼睛等所收集到的信息记录起来的地方，以供CPU 进行判断。 内存：影响内存的性能主要是内存主频、内容容量。 查询指令：cat /proc/meminfo 硬盘：大脑中的记忆区块，将重要的数据记录起来，以便未来再次使用这些数据。 硬盘：容量、转速、平均访问时间、传输速率、缓存。 查询指令：fdisk -l (需要root权限) Linux监控命令 linux性能监控分析命令 vmstat vmstat使用说明 vmstat可以对操作系统的内存信息、进程状态、CPU活动、磁盘等信息进行监控，不足之处是无法对某个进程进行深入分析。 vmstat [-a] [-n] [-S unit] [delay [ count]] -a：显示活跃和非活跃内存 -m：显示slabinfo -n：只在开始时显示一次各字段名称。 -s：显示内存相关统计信息及多种系统活动数量。 delay：刷新时间间隔。如果不指定，只显示一条结果。 count：刷新次数。如果不指定刷新次数，但指定了刷新时间间隔，这时刷新次数为无穷。-d：显示各个磁盘相关统计信息。 Sar sar是非常强大性能分析命令，通过sar命令可以全面的获取系统的CPU、运行队列、磁盘I/O、交换区、内存、cpu中断、网络等性能数据。 sar 命 令行
题目三种存储管理方式的地址换算 姓名： 学号： 专业： 学院： 指导教师：姚若龙 2018年11月27日
【目录】 摘要 (01) 引言 (02) 算法设计 (02) 程序分析 (04) 算法分析 (09) 调试结果 (11) 个人总结 (15) 参考文献 (15)
摘要： 操作系统（Operating System，OS）是方便用户、管理和控制计算机软硬件资源的系统软件（或程序集合）。 从用户角度看，操作系统可以看成是对计算机硬件的扩充； 从人机交互方式来看，操作系统是用户与机器的接口；从计算机的系统结构看，操作系统是一种层次、模块结构的程序集合，属于有序分层法，是无序模块的有序层次调用。操作系统在设计方面体现了计算机技术和管理技术的结合。操作系统是系统软件的核心，、它控制程序的执行和提供资源分配、调度、输入/输出控制和数据管理等任务。如DOS、UNIX、OS/2和Windows NT都是得到广泛使用的操作的系统。 三种管理方式中，分页系统能有效地提高内存利用率，分段系统则能很好地满足用户需要，而段页式系统则是把前两种结合起来形成的系统。这种新系统既具有分段系统的便于实现、分段可共享、易于保护、可动态链接等一系列优点，有能像分页系统那样很好地解决内存的外部碎片问题，以及可为各个分段离散地分配内存等问题。 关键字： 分页方式，分段方式，段页式方式，操作系统。
一.引言 分页存储管理是将一个进程的逻辑地址空间分成若干个大小相等的片，称为页面或页。在分段存储管理方式中，作业的地址空间被划分为若干个段，每个段定义了一组逻辑信息。段的长度由相应的逻辑信息组的长度决定，因而个段长度不等。段页式存储管理方式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。三种存储管理都有其相应的段表、页表和地址变换机构。 二．三种存储管理方式地址换算描述 （1）分页存储管理方式 在页式存储管理方式中地址结构由两部构成，前一部分是页号，后一部分为页内地址w（位移量），如图 为了实现从进程的逻辑地址到物理地址的变换功能，在系统中设置了页表寄存器，用于存放页表在内存中的始址和页表的长度。当进程要访问某个逻辑地址中的数据时，分页地址变换机构会自动地将有效地址（相对地址）分为页号和页内地址两部分，再以页号为索引去检索页表。查找操作由硬件执行。在执行检索之前，先将页号与页表长度进行比较，如果页号大于或等于页表长度，则表示本次所访问的地址已超越进程的地址空间。于是，这一错误将被系统发现并产生一地址越界中断。若未出现越界错误，则将页表始址与页号和页表项长度的乘积相加，便得到该表项在页表中的位置，于是可从中得到该页的物理块号，将之装入物理地址寄存器中。与此同时，再将有效地址寄存器中的页内地址送入物理地址寄存器的块内地址字段中。这样便完成了从逻辑地址到物理地址的变换。
就是一个虚拟地址，一个物理地址。一般bootloader会连接到bfc00000，因为在MIPS上运行的程序都使用虚拟地址，而板子上的boot flash一般会被映射到物理地址1fc00000，这样上电时直接取flash的第一条指令，也就是bootloader的第一条指令。 嵌入式u-boot和mips地址空间 1.一个家用路由器的u-boot address space: memstart = 0x80000000, memsize = 0x02000000 flashstart = 0xBF000000, flashsize = 0x00400000 images in flash: u-boot:0xBF000000 ecos: 0xBF050000 linux: 0xBF0C0000 u-boot启动信息: 分析: 1.内存地址范围从0x80000000开始，到0x82000000结束。 2.u-boot被load到内存地址0x81fc0000. 3.启动流程：AP83上电后首先运行flash上面的cpu/mips/start.S这个汇编程序，并没有进入内存。接着，start.S把u-boot的代码段全部copy到内存地址0x81fc0000，并从该地址开始转入内存运行。 2.MIPS的地址空间 1.综述： 一般嵌入式的hardware有两部分存贮器，一个是RAM,另一个是ROM(flash). flash用来存放code,包括操作系统本身，当然也包括bootloader(u-boot). RAM就是相当于PC的内存了，比flash速度快的多，但掉电后会丢失所有数据，所以用作动态内存。 2.MIPS的地址空间： 32位mips的地址空间跟PC一样，是2^32=4G字节。对于嵌入式设备来说，所有的设备的地址都存在于一个地址空间。如下图：flash的地址空间一般放在Kseg1段，而RAM 的地址空间一般则放在kseg0段。
硬盘 heap stack Data code 内存 程序 操作系统代码 程序代码 New ，在堆里面为属性分配空间，初始化（String 默认值为null ） 声明的时候非配空间，初始值为null （局部变量，方法参数） 全局变量 存放程序所需要的代码 类变量，全局字符串，常量存放在数据段
Java内存分配与管理是Java的核心技术之一，之前我们曾介绍过Java的内存管理与内存泄露以及Java垃圾回收方面的知识，今天我们再次深入Java核心，详细介绍一下Java 在内存分配方面的知识。一般Java在内存分配时会涉及到以下区域： ◆寄存器：我们在程序中无法控制 ◆栈：存放基本类型的数据和对象的引用，但对象本身不存放在栈中，而是存放在堆中 ◆堆：存放用new产生的数据 ◆静态域：存放在对象中用static定义的静态成员 ◆常量池：存放常量
◆非RAM存储：硬盘等永久存储空间 Java内存分配中的栈 在函数中定义的一些基本类型的变量数据和对象的引用变量都在函数的栈内存中分配。 当在一段代码块定义一个变量时，Java就在栈中为这个变量分配内存空间，当该变量退出该作用域后，Java会自动释放掉为该变量所分配的内存空间，该内存空间可以立即被另作他用。 Java内存分配中的堆 堆内存用来存放由new创建的对象和数组。在堆中分配的内存，由Java虚拟机的自动垃圾回收器来管理。 在堆中产生了一个数组或对象后，还可以在栈中定义一个特殊的变量，让栈中这个变量的取值等于数组或对象在堆内存中的首地址，栈中的这个变量就成了数组或对象的引用变量。引用变量就相当于是为数组或对象起的一个名称，以后就可以在程序中使用栈中的引用变量来访问堆中的数组或对象。引用变量就相当于是为数组或者对象起的一个名称。 引用变量是普通的变量，定义时在栈中分配，引用变量在程序运行到其作用域之外后被释放。而数组和对象本身在堆中分配，即使程序运行到使用new 产生数组或者对象的语句所在的代码块之外，数组和对象本身占据的内存不会被释放，数组和对象在没有引用变量指向它的时候，才变为垃圾，不能在被使用，但仍然占据内存空间不放，在随后的一个不确定的时间被垃圾回收器收走（释放掉）。这也是Java 比较占内存的原因。 实际上，栈中的变量指向堆内存中的变量，这就是Java中的指针！ 常量池(constant pool) 常量池指的是在编译期被确定，并被保存在已编译的.class文件中的一些数据。除了包含代码中所定义的各种基本类型（如int、long等等）和对象型（如String及数组）的常量值(final)还包含一些以文本形式出现的符号引用，比如： ◆类和接口的全限定名； ◆字段的名称和描述符； ◆方法和名称和描述符。 虚拟机必须为每个被装载的类型维护一个常量池。常量池就是该类型所用到常量的一个有序集和，包括直接常量（string,integer和floating point常量）和对其他类型，字段和
内存地址的计算方法 内存是按字节编址的，所以单位是字节哈，1字节可是等于8位的。因为计算的范围一般比较小，所以记住几个常用的就够了： 2的10次方为1024即1KB ； 2的20次方=（2的10次方）的平方，即1MB ；(1024KB) 2的40次方=（2的10次方）的4次方,即1GB 。(1024*1024KB ，或者1024MB) 计算计算内存容量内存容量：DFFFF-A0000 = 3FFFF 一眼看不出来大小滴，或许你要用笔算，不过用这个方法两眼就能看出来： 3FFFF 展开为2进制就是2的18次方，是吧， 即2的10次方乘以2的8次方=1KB*256，即256KB ； 或者，直接2的20次方/2的2次方=2的18次方，一般选就近原则，1MB/4=256KB 32K*8bit=256Kb =(256KB/8bit) 在网上找的另外一道题：计算机SRAM 容量为4K x 8，配置地址首地址为：06800H ，则其末地址是多少 a.38800H B.10800H C.077FFH D.07800H 分析: 公式: =末地址-首地址+1 4K*8bit = 4KB ，即2的平方乘以2的10次方(4*1024)，2的12次方(十进制是4096)， 方法一：12/4=3（转为16进制（2的4次方）），得出16的3次方，即1000H 方法二：2的12次方(十进制是4096)，以此除16取余数，得到1000H 01000H= 末地址 - 6800H + 1H 末地址= 01000H + 6800H -1H 末地址=077FFH 4K*8bit = 4KB ，即2的平方乘以2的10次方(4*1024)，2的12次方，内存容量二进制： 0001 0000 0000 0000 即 1000H 末地址=内存容量 + 首地址 - 1 =1000H + 06800H -1 = 07800H – 1 = 077FFH 实例 实例1.若内存按字编址，某存储器的芯片容量为4K*4bit ，用此芯片构成从80000H 到BFFFFH 的内存，要用（ 128 ）片这样的内存。某RAM 芯片有22条地址线，8条数据线，则该RAM 芯片容量为（ 4MB ） 这道题的第二问，只提供了地址线和数据线的个数，如何计算的容量？ 2.（2004年5月上午试题47.48）内存地址从4000H 到43FFH ，共有（ 1024 ）个内存单元。若该内存单元可存储16位二进制数，并用4片存储器芯片构成，则芯片的容量是（ 256*16bit ）
内存地址映射的认识（memory map） 内存物理地址为A，即地址A 而物理地址A得地址代码又需要内存来存放，我们设地址A存的地址为地址B 所谓映射就是把存地址A代码的地址B由地址C来来指向地址B，也就是说通过C来间接的指向实际地址A 这就好比一个储藏库为A，地址代码为1111，我把这个地址代码放到B处（B里面放上A的地址代码1111），而B的地址为10000，我在把B的地址10000放到C中（01010），这样C就是对B的映射！ 地址映射为了保证CPU执行指令时可正确访问存储单元，需将用户程序中的逻辑地址转换为运行时由机器直接寻址的物理地址，这一过程称为地址映射地址映射原理及实现： 1、地址映射结构 在Tornado\target\h\vmLib.h文件中 typedef struct phys_mem_desc { void *virtualAddr; void *physicalAddr; UINT len; UINT initialStateMask; /* mask parameter to vmStateSet */ UINT initialState; /* state parameter to vmStateSet */ } PHYS_MEM_DESC; virtualAddr：你要映射的虚拟地址 physicalAddr：硬件设计时定义的实际物理地址 len；要进行映射的地址长度 initialStateMask：可以初始化的地址状态： 有如下状态： #define VM_STATE_MASK_VALID 0x03 #define VM_STATE_MASK_WRITABLE 0x0c #define VM_STATE_MASK_CACHEABLE 0x30 #define VM_STATE_MASK_MEM_COHERENCY 0x40 #define VM_STATE_MASK_GUARDED 0x80 不同的CPU芯片类型还有其特殊状态 initialState：实际初始化的地址状态： 有如下状态： #define VM_STATE_VALID 0x01 #define VM_STATE_VALID_NOT 0x00 #define VM_STATE_WRITABLE 0x04 #define VM_STATE_WRITABLE_NOT 0x00 #define VM_STATE_CACHEABLE 0x10 #define VM_STATE_CACHEABLE_NOT 0x00
摘要 实时系统实现了对事件响应和处理的严格时间控制。 实时操作系统分为嵌入式和普通系统两种。大部分的嵌入式系统也需要提供实时响应和控制能力。虽然嵌入式实时系统与普通实时系统的规模，应用，性能及可靠性要求都不同，但是这两种实时操作系统都一般是基于微内核的和模块化的。系统可以在最小规模下工作时，操作系统仅仅提供一些最基本的服务，大量的在一般系统中由操作系统完成的任务由作为应用运行的系统级任务完成。 为了测试实时系统的性能，我们设计了分别在实时环境(RTLinux)与非实时环境(普通Linux)下运行的两个程序，通过他们之间任务执行时间的比较，达到我们测试的目的。 本论文详细阐述了作者在实时环境下的测试，以及与非实时环境下测试的比较。首先，简要的介绍了Linux操作系统，嵌入式操作系统，实时系统以及嵌入式实时系统，这些都是一些相关的信息。其中，对于实时系统（RTOS），我们给出了比较详细的介绍，包括实时系统的定义，分类，结构以及衡量指标等。然后，详细的说明了实时Linux系统---RTLinux,阐述了RTLinux的实现机理，特点，应用等。RTLinux编程是本论文的另一个重点，我们的设计使用的就是RTLinux的API接口。RTLinux编程主要涉及的方面包括模块，线程及其调度，FIFO，中断以及串口API。接下来，是本设计的实现与分析，通过对总体模块以及程序各个模块的分析，解释出总体设计思路，以及一些具体的设计方法，然后是实时与非实时系统测出的数据的比较，实现我们设计的初衷---测试实时系统的性能。最后，在已完成工作的基础上，对设计进行了总结。
ABSTRACT Real-time system implements the rigid time requirements of task response and handling. Real-time system can be devide into embedded and ordinary system. Most of the embedded system also require the ability of real-time response and control. Although embedded and ordinary real-time systems have so many differences in size, application, performance and credibility etc.This two systems are both based on micro kernel and modulity. The system can work with minimal resources. The operating system only provides some basic services. Most of the services, that is provided by operating system in ordinary systems, are implemented as system application task. In ordre to test the performance of read-time system, we designed two progammes which are respectively run in the enviroment of real-time and non real-tiem. Through the comparision of the execution time, we can get the result we want, that is real-time system implements the rigid time requirements. This thesis elaborates the test in real-time enviroment and the comparision between real-time and non real-time systems. First, I introduce Linux operating system, embedded operating system, real-time system and embedded real-time system. These are all something related to my designation. Among them, I describe the real-time system (RTOS) in detail, including definition, classification, configuration and judging standard. Then, wo elaborated a real-tiem Linux system---RTLinux, includnig implementing methods, characristics, application and so on. RTLinux programming is another focas points of this thesis. I use RTLinux API interfaces to build up my progarmmes. RTLinux programming involves modules, thread and its scheduling, FIFO, interrupts, and serial port API. After that, it is the implementation and analysis of my design. Through the analysis of the overall modules and every modules, I explain my designing mechanism and the concrete designing methods. Then we get the data that is execution time in both real-time and non real-time systems. Via comparision, we can test the performance of the real-time systems. At last, based on the work that I have done, I reach my conclusion.
计算题公式梳理 1.总线带宽计算：总线带宽（M B/s）=（数据线宽度/8）(B)×总线工作频率（MHz） 2.存储容量= 磁盘面数（磁头数）?磁道数（柱面数）?扇区数?512字节B 3.CPU访问内存空间大小是由 CPU的地址线宽为n决定，那么CPU的寻址大小是2n（B） 平均存取时间T=寻道时间5ms+旋转等待时间+数据传输时间扇区 平均等待时间为盘片旋转一周所需时间的一半 4.内存地址编码 4.1容量=末地址-首地址+1 4.2末地址=容量+首地址-1 5.点阵字存储计算：点阵/8（例：24*24/8，单位B） 6.光驱数据传输速率：倍速*150KB/s 7.进制转换 7.1十转非十：整数（短除求余倒取），小数（乘进制，取整，顺取） 7.2非十转十：按权展开求和（权*基数n-1） 7.32与8关系：一位8进制转为3位2进制，3位2进制转为一位8进制（421法） 7.42与16：一位16进制转为4位2进制，4位2进制转为一位16进制（8421法） 8.二进制算术运算 8.1加法：逢二进一 8.2减法：借一位算二 9.二进制逻辑运算 9.1逻辑或：有1得1，全0得0 逻辑加V 9.2逻辑与：有0得0，全1得1 逻辑乘 9.3异或：相同时为0，不同时为1 10.无符号整数表示：0-[2n-1] 11.有符号整数原码表示：[-2n-1+1，+2n-1-1] 12.有符号整数补码表示：[-2n-1，+2n-1-1] 13.有符号整数二进制原码：该十进制的八位二进制原码，正数最高位置0，负数最高位置1 14.有符号整数二进制补码：该十进制的八位二进制原码后，反码，末尾+1 15.每类IP地址可用主机数量：2主机号二进制位数-2 16.ASCII编码计算：A（65，41H），a（97，61H），两者相差32（20H）
详解linux下使用IOMETER测试磁盘IO 性能 2012年06月18日?Linux平台?评论数 5?浏览:8587 Views 前面有分享了windows下如何使用IOMETER来测试网络磁盘的IO性能，今天分享一下linux下如何使用IOMETER来测试网络磁盘的性能。在linux下和window 下工作模式有些区别：在linux上，iometer包括两部分：IOmeter主程序和执行代理，你可以在windows上安装运行iometer主程序，在linux上安装运行iometer执行代理，主程序就会把读写配置传递给执行代理来执行。 首先：在linux下安装iomter,以我的redhat 6.1 64位的操作系统为例，到iometer主页上下载版本：iometer-2008-06-22-rc2.src.tgz上传到linux中进行如下操作： 1.[root DELL-1 tmp]# tar zxvf iometer-2008-06-22-rc 2.src.tgz //解压 2.[root DELL-1 tmp]# cd iometer-2008-06-22-rc2/src //进入iometer src文件下有多个 Makefile文件找到自己需要的文件版本 3.[root DELL-1 src]# make -f Makefile-Linux.x86_64 dynamo //我的系统是64位所以选择 这个文件安装编译 可能上面的安装编译会出现make: *** [Pulsar.o] Error 1的错误，请进入《linux 64位编译iometer提示make: *** [Pulsar.o] Error 1错误的解决方法》查看解决方法。 其次：在windows下安装IONETER主程序，注意版本要和linux下的一样，我用的是：iometer-2008-06-22-rc2.win.x86_64.zip 最后：如何在linux运行iometer? 先在windows打开iometer主程序，再在linux下进入刚才的安装目录：cd /tmp/iometer-2008-06-22-rc2/src/运行如下命令： 1.[root DELL-1 src]# ./dynamo -i 17 2.18.30.7 -m 172.18.30.17 说明：-i后面用的是windows端的ip, -m后面使用的是linux的IP。 运行如上命令可以出现以下错误： 1.[root DELL-1 src]# ./dynamo -i 17 2.18.30.7 -m 172.18.30.17 2.===> ERROR: Getting host name for"DELL-1" failed. 3.[PortTCP::Create() in IOPortTCP.cpp line 238] 4.errno = 11 5.*** Could not create a TCP/IP Port. exiting..... 原因：当网络环境没有使用DNS会造成hostname和IP无法对应上。 解决方法：在linux下进入/etc配置hosts文件下的hostname如下:我的linux 命名为DELL-1所以在hosts文件的127.0.0.1后添加DELL-1。
手机需 .打开管理器，进入手机目录下，里面全是一些数据文件，不管软件安装在手机或内存卡，都会在这里生成文件，特别是当软件删除后，文件仍然留在此目录下.资料个人收集整理，勿做商业用途 .文件名全部为英文，大家仔细看文件名后看软件是否已经删除，删除了地就可以直接删除文件，每个文件占用空间都比较大，真正彻底释放手机内存可用空间.资料个人收集整理，勿做商业用途 .当然后删除自带地软件里面也是有残留文件地，对准软件名后可以一一删除，如果哪个文件名不知具体是哪个软件，多百度吧.资料个人收集整理，勿做商业用途 .打开管理器，进入手机目录下，里面是一些日志文件，占用地空间也是非常大地，可以全部删除，不过开机后仍然有两三个文件会自动生成，没关系.资料个人收集整理，勿做商业用途 深度清理三星安卓手机各种残留文件，释放手机内存可用空间”教程 、本教程由官方出品，适用所有三星安卓手机：～4.1.2，自己用了久，效果刚刚滴！论坛没人发，我给大家分享一下！资料个人收集整理，勿做商业用途 、深度清理三星安卓手机各种残留文件教程： 、首先，你得要，对于有系统洁癖滴你来说，眼里揉不进沙子呵呵，那是必须装文件浏览器地. 、进入浏览器，然后第二个文件就是了，进入后删除全部即可. 、返回浏览器主页，找到文件夹，进入后往下拉，找到文件夹，进入后删除全部即可，有时候你地手机会因为这样那样滴原因而资料个人收集整理，勿做商业用途 、产生系统错误，就会产生那个高达左右滴文件了. 、接下来，进入刺激滴环节，在浏览器主页面，找到文件夹，往下拉，找到文件夹，进入后你会看到诸多结尾滴文资料个人收集整理，勿做商业用途 、件，有些你通过名字即可判知其所属软件程序.那为啥要清理那些文件呢?因为在你安装软件、游戏后，就好在这个目录下产生文件，资料个人收集整理，勿做商业用途 、而删除软件后，它还存在地而且你可以借助文件浏览器看一下他们滴大小，呵呵，很惊人吧. 、那接下来就是点击最左下角滴虚拟功能键，点击“多选模式”，然后点“全部选择”，点击“删除”即可，接下来要赶紧做地事情就是资料个人收集整理，勿做商业用途 、退出浏览器，迅速关机，否则时间长了就会产生系统错误通知. 、开机后再去看看这些文件，是地，他们又自动生成了! 但是删除软件地那些文件就消失地无影无踪了，这样可以有效清理很多无资料个人收集整理，勿做商业用途 、用地废品，节省空间. 全面清理三星安卓手机各种残留文件教程 首先，你得要，对于有系统洁癖滴你来说，眼里揉不进沙子呵呵，那是必须装文件管理器地. 进入管理器，然后第二个文件就是了，进入后删除全部即可. 返回管理器主页，找到文件夹，进入后往下拉，找到文件夹，进入后删除全部即可，有时候你地手机会因为这样那样滴原因而资料个人收集整理，勿做商业用途 产生系统错误，就会产生那个高达左右滴文件了. 接下来，进入刺激滴环节，在管理器主页面，找到文件夹，往下拉，找到文件夹，进入后你会看到诸多结尾滴文资料个人收集整理，勿做商业用途 件，有些你通过名字即可判知其所属软件程序.那为啥要清理那些文件呢?因为在你安装软件、游戏后，就好在这个目录下产生文件，资料个人收集整理，勿做商业用途
Linux下访问内存物理地址 by tmsonhsut