如何高效的访问内存
影响内存访问速度的因素主要有：
1.内存带宽：每秒读写内存的数据量，由硬件配置决定。
2.CACHE 高速缓冲：CPU 与内存之间的缓冲器，当命中率比较高时能大大提供内存平均访问速度。
3.TLB 转换旁视缓冲：系统虚拟地址向物理地址转换的高速查表机制，转换速度比普通转换机制要快。
我们能够优化的只有第2点和第3点。由于CACHE 的小容量与SMP 的同步竞争，如何最大限度的利用高速缓冲就是我们的明确优化突破口（以常用的数据结构体为例）：
1.压缩结构体大小：针对CACHE 的小容量。
2.对结构体进行对齐：针对内存地址读写特性与SMP 上CACHE 的同步竞争。
3.申请地址连续的内存空间：针对TLB 的小容量和CACHE 命中。
4.其它优化：综合考虑多种因素
具体优化方法
1.压缩结构体大小
系统CACHE 是有限的，并且容量很小，充分压缩结构体大小，使得CACHE 能缓存更多的被访问数据，无非是提高内存平均访问速度的有效方法之一。
压缩结构体大小除了需要我们对应用逻辑做好更合理的设计，尽量去除不必要的字段，还有一些额外针对结构体本身的压缩方法。
1.1.对结构体字段进行合理的排列
由于结构体自身对齐的特性，具有同样字段的结构体，不同的字段排列顺序会产生不同大小的结构体。
大小：12字节
1 2 3 4 5 6 7 structbox_a
{
char a;
short b;
int c;
char d;
};
大小：8字节
1 2 3 4 5 6 7 structbox_b
{
char a;
char d;
short b;
int c;
};
1.2.利用位域
实际中，有些结构体字段并不需要那么大的存储空间，比如表示真假标记的flag 字段只取两个值之一，0或1，此时用1个bit 位即可，如果使用int 类型的单一字段就大大的浪费了空间。
示例：tcp.h
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 22 23 24 25 26 27 28 29 30 31 32 33 34 structtcphdr {
__be16 source;
__be16 dest;
__be32 seq;
__be32 ack_seq;
#if defined(__LITTLE_ENDIAN_BITFIELD)
__u16 res1:4,
doff:4,
fin:1,
syn:1,
rst:1,
psh:1,
ack:1,
urg:1,
ece:1,
cwr:1;
#elif defined(__BIG_ENDIAN_BITFIELD)
__u16 doff:4,
res1:4,
cwr:1,
ece:1,
urg:1,
ack:1,
psh:1,
rst:1,
syn:1,
fin:1;
#else
#error "Adjust your
#endif
__be16 window;
__sum16 check;
__be16 urg_ptr;
};
1.3.利用union
union 结构体也是压缩结构体大小的方法之一，它允许我们在某些情况下能对结
构体的多个字段进行合并或把小字节字段存放到大字节字段内。
示例：skbuff.h
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 structsk_buff {
…
union {
__wsum csum;
struct {
__u16 csum_start;
__u16 csum_offset;
};
};
…
};
2.对结构体进行对齐
对结构体进行对齐有两层意思，一是指对较小结构体进行机器字对齐，二是指对较大结构体进行CACHE LINE 对齐。
2.1.对较小结构体进行机器字对齐
我们知道，对于现代计算机硬件来说，内存只能通过特定的对齐地址（比如按照机器字）进行访问。举个例子来说，比如在64位的机器上，不管我们是要读取第0个字节还是要读取第1个字节，在硬件上传输的信号都是一样的。因为它都会把地址0到地址7，这8个字节全部读到CPU ，只是当我们是需要读取第0个字节时，丢掉后面7个字节，当我们是需要读取第1个字节，丢掉第1个和后面6个字节。
当我们要读取的字节刚好落在两个机器字内时，就出现两次访问内存的情况，同时通过一些逻辑计算才能得到最终的结果。
因此，为了更好的提升性能，我们须尽量将结构体做到机器字（或倍数）对齐，而结构体中一些频繁访问的字段也尽量安排在机器字对齐的位置。
大小：12字节
1 2 3 4 5 6 7 8 structbox_c
{
char a;
char d;
short b;
int c;
int e;
};
大小：16字节
1 2 structbox_d
{
3 4 5 6 7 8 9
char a;
char d;
short b;
int c;
int e;
char padding[4];
}; 上面表格右边的box_d 结构体，通过增加一个填充字段padding 将结构体大小增加到16字节，从而与机器字倍数对齐，这在我们申请连续的box_d 结构体数组时，仍能保证数组内的每一个结构体都与机器字倍数对齐。
通过填充字段padding 使得结构体大小与机器字倍数对齐是一种常见的做法，在Linux 内核源码里随处可见。
2.2.对较大结构体进行CACHE LINE 对齐
我们知道，CACHE 与内存交换的最小单位为CACHE LINE ，一个CACHE LINE 大小以64字节为例。当我们的结构体大小没有与64字节对齐时，一个结构体可能就要占用比原本需要更多的CACHE LINE 。比如，把一个内存中没有64字节长的结构体缓存到CACHE 时，即使该结构体本身长度或许没有还没有64字节，但由于其前后搭占在两条CACHE LINE 上，那么对其进行淘汰时就会淘汰出去两条CACHE LINE 。
这还不是最严重的问题，非CACHE LINE 对齐结构体在SMP 机器上容易引发名为错误共享的CACHE 问题。比如，结构体T1和T2都没做CACHE LINE 对齐，如果它们（T1后半部和T2前半部）在SMP 机器上合占了同一条CACHE ，如果CPU 0对结构体T1后半部做了修改则将导致CPU 1的CACHE LINE 1失效，同样，如果CPU 1对结构体T2前半部做了修改则也将导致CPU 0的CACHE LINE 1失效。如果CPU 0和CPU 1反复做相应的修改则导致的不良结果显而易见。本来逻辑上没有共享的结构体T1和T2，实际上却共享了CACHE LINE 1，这就是所谓的错误共享。
Linux 源码里提供了利用GCC 的__attribute__扩展属性定义的宏来做这种对齐处理，在文件/linux-2.6.xx/include/linux/cache.h 内可以找到多个相类似的宏，比如：
1 #define ____cacheline_aligned __attribute__((__aligned__(SMP_CACHE_BYTES)))
该宏可以用来修饰结构体字段，作用是强制该字段地址与CACHE LINE 映射起始地址对齐。
看/linux-2.6.xx/drivers/net/e100.c 内结构体nic 的实现，三个
____cacheline_aligned 修饰字段，表示强制这些字段与CACHE LINE 映射起始地址对齐。
1 2 3 structnic {
/* Begin: frequently used values: keep adjacent for cache effect */
4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 u32
msg_enable ____cacheline_aligned; /* 4字节空洞 */
structnet_device *netdev;
structpci_dev *pdev;
/* 40字节空洞 */
structrx
*rxs ____cacheline_aligned;
structrx *rx_to_use;
structrx *rx_to_clean;
structrfdblank_rfd;
enumru_stateru_running;
/* 20字节空洞 */
spinlock_tcb_lock ____cacheline_aligned; spinlock_tcmd_lock;
structcsr __iomem *csr;
enumscb_cmd_locuc_cmd;
unsigned intcbs_avail;
structnapi_structnapi;
…
}
回到前面的问题，如果我们对结构体T2的第一个字段加上
____cacheline_aligned 修饰，则该错误共享即可解决。
2.3.只读字段和读写字段隔离对齐
只读字段和读写字段隔离对齐的目的就是为了尽量保证那些只读字段和读写字段分别集中在CACHE 的不同CACHE LINE 中。由于只读字段几乎不需要进行更新，因而能在CACHE 中得以稳定的缓存，减少由于混合有读写字段导致的对应CACHE LINE 的频繁失效问题，以便提高效率；而读写字段相对集中在一起，这样也能保证当程序读写结构体时，污染的CACHE LINE 条数也就相对的较少。 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 typedefstruct {
/* ro data */
size_tblock_count; // number of total blocks
size_tmeta_block_size; // sizeof per skb meta block size_tdata_block_size; // sizeof per skb data block
u8 *meta_base_addr; // base address of skb meta buffer
u8 *data_base_addr; // base address of skb data buffer
/* rw data */
14 size_tcurrent_index ____cacheline_aligned; // index
} bc_buff, * bc_buff_t;
3.申请地址连续的内存空间
随着地址空间由32位转到64位，页内存管理的目录分级也越来越多，4级的目录地址转换也是一笔不小是开销。硬件产商为我们提供了TLB 缓冲，加速虚拟地址到物理地址的换算。但是，毕竟TLB 是有限，对地址连续的内存空间进行访问时，TLB 能得到更多的命中，同时CACHE 高速缓冲命中的几率也更大。
两段代码，实现同一功能，但第一种方法在实际使用中，内存读写效率就会相对较好，特别是在申请的内存很大时（未考虑malloc 异常）：
方法一：
1 2 3 4 5 6 7 8 9 #define MAX 100
int i;
char *p;
structbox_d *box[MAX];
p = (char *)malloc(sizeof(structbox_d) * MAX);
for (i = 0; i < MAX; i ++)
{
box[i] = (structbox_d *)(p + sizeof(structbox_d) * i); }
方法二：
1 2 3 4 5 6 7 #define MAX 100
int i;
structbox_d *box[MAX];
for (i = 0; i < MAX; i ++)
{
box[i] = (structbox_d *)malloc(sizeof(structbox_d)); }
另外，如果我们使用更大页面（比如2M 或1G ）的分页机制，同样能够提升性能；因为相比于原本每页4K 大小的分页机制，应用程序申请同样大小的内存，大页面分页机制需要的页面数目更少，从而占用的TLB 项目也更少，减少虚拟地址到物理地址的转换次数的同时，提高TLB 的命中率，缩短每次转换所需要的时间。因为大多数操作系统在分配内存时候都需要按页对齐，所以大页面分页机制的缺点就是内存浪费相对比较严重。只有在物理内存足够充足的情况下，大页面分页机制才能够体现出优势。
4.其它优化
4.1.预读指令读内存
提前预取内存中数据到CACHE 内，提高CACHE 的命中率，加速内存读取速度，这是设计预读指令的主要目的。如果当前运算复杂度比较高，那么预取和运算就可
同步进行，从而消除下一步内存访问的时延。相应的预读汇编指令有prefetch0、prefetch1、prefetch2、 prefetchnta 。
预取指令只是给CPU 一个提示，所以它可被CPU 忽略，而且就算预取一段错误的地址也不会导致CPU 异常。一般使用prefetchnta 预取指令，因为它不会污染CACHE ，它把每次取得的数据都存放到L2 CACHE 的第一条CACHE LINE ，而另外几条指令会替换CACHE 中最近最少使用的CACHE LINE 。
4.2.非暂时移动指令写内存
我们知道为了保证CACHE 与内存之间的数据一致性，CPU 对CACHE 的写操作主要有两种方式同步到内存，写透式（Write Through ）和写回式（Write-back ）。不管哪种同步方式都是要消耗性能的，而在某些情况下，写CACHE 是不必要的： 有哪些情况不需要写CACHE 呢？比如做数据拷贝（高效memcpy 函数实现）时，或者我们已经知道写的数据在最近一段时间内（或者永远）都不会再使用了，那么此时就可以不用写CACHE ，让对应的CACHE LINE 自动失效，以便缓存其它数据。这在某些特殊场景非常有用，相应的汇编指令有movntq 、movntsd 、movntss 、movntps 、movntpd 、movntdq 、movntdqa 。
完整的利用预读指令和非暂时移动指令实现的高速内存拷贝函数：
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 22 23 24 25 26 void X_aligned_memcpy_sse2(void* dest, const void* src, const unsigned long size_t)
{
__asm
{
movesi, src; //src pointer
movedi, dest; //dest pointer
movebx, size_t; //ebx is our counter
shrebx, 7; //divide by 128 (8 * 128bit registers)
loop_copy:
prefetchnta 128[ESI]; //SSE2 prefetch
prefetchnta 160[ESI];
prefetchnta 192[ESI];
prefetchnta 224[ESI];
movdqa xmm0, 0[ESI]; //move data from src to registers movdqa xmm1, 16[ESI];
movdqa xmm2, 32[ESI];
movdqa xmm3, 48[ESI];
movdqa xmm4, 64[ESI];
movdqa xmm5, 80[ESI];
movdqa xmm6, 96[ESI];
movdqa xmm7, 112[ESI];
movntdq 0[EDI], xmm0; //move data from registers to dest
27
28
29
30
31
32
33
34
35
36
37
38
39
40
41
movntdq 16[EDI], xmm1;
movntdq 32[EDI], xmm2;
movntdq 48[EDI], xmm3;
movntdq 64[EDI], xmm4;
movntdq 80[EDI], xmm5;
movntdq 96[EDI], xmm6;
movntdq 112[EDI], xmm7;
add esi, 128;
add edi, 128;
decebx;
jnzloop_copy; //loop please loop_copy_end:
}
}
总结
要高效的访问内存，必须充分利用系统CACHE的缓存功能，因为就目前来说，CACHE的访问速度比内存快太多了。具体优化方法有：
1.用设计上压缩结构体大小。
2.结构体尽量做到机器字（倍数）对齐。
3.结构体中频繁访问的字段尽量放在机器字对齐的位置。
4.频繁读写的多个结构体变量尽量同时申请，使得它们尽可能的分布在较小的线性空间范围内，这样可利用TLB缓冲。
5.当结构体比较大时，对结构体字段进行初始化或设置值时最好从第一个字段依次往后进行，这样可保证对内存的访问是顺序进行。
6.额外的优化可以采用非暂时移动指令（如movntdq）与预读指令（如prefetchnta）。
7.特殊情况可考虑利用多媒体指令SSE2、SSE4等。
当然，上面某些步骤之间存在冲突，比如压缩结构体和结构体对齐，这就需要实际综合考虑。
计算机组成原理实验静态随机存储器
实验二SRAM 静态随机存储器实验 存储器是计算机各种信息存储与交换的中心。在程序执行过程中，所要执行的指令是从存储器中获取，运算器所需要的操作数是通过程序中的访问存储器指令从存储器中得到，运算结果在程序执行完之前又必须全部写到存储器中，各种输入输出设备也直接与存储器交换数据。把程序和数据存储在存储器中，是冯·诺依曼型计算机的基本特征，也是计算机能够自动、连续快速工作的基础。 一、实验目的 掌握静态随机存储器RAM工作特性及数据的读写方法。 二、实验设备 PC机一台，TD-CMA实验系统一套。 三、实验原理 实验所用的静态存储器由一片6116（2K×8bit）构成（位于MEM单元），如图2-1所示。6116有三个控制线：CS（片选线）、OE（读线）、WE（写线），其功能如表2-1所示，当片选有效（CS=0）时，OE=0时进行读操作，WE=0时进行写操作，本实验将CS常接地。 图2-1 SRAM 6116引脚图 由于存储器（MEM）最终是要挂接到CPU上，所以其还需要一个读写控制逻辑，使得CPU能控制MEM 的读写，实验中的读写控制逻辑如图2-2所示，由于T3的参与，可以保证MEM的写脉宽与T3一致，T3由时序单元的TS3给出。IOM用来选择是对I/O还是对MEM进行读写操作，RD=1时为读，WR=1时为写。 表2-1 SRAM 6116功能表 CS WE OE功能 1 0 0 0× 1 × 1 不选择 读 写 写
XMRD XMWR XIOW XIOR RD T3WR 图2-2 读写控制逻辑 实验原理图如图2-3所示，存储器数据线接至数据总线，数据总线上接有8个LED 灯显示D7…D0的内容。地址线接至地址总线，地址总线上接有8个LED 灯显示A7…A0的内容，地址由地址锁存器（74LS273，位于PC&AR 单元）给出。数据开关（位于IN 单元）经一个三态门（74LS245）连至数据总线，分时给出地址和数据。地址寄存器为8位，接入6116的地址A7…A0，6116的高三位地址A10…A8接地，所以其实际容量为256字节。 RD WR 图2-3 存储器实验原理图 实验箱中所有单元的时序都连接至时序与操作台单元，CLR 都连接至CON 单元的CLR 按钮。实验时T3由时序单元给出，其余信号由CON 单元的二进制开关模拟给出，其中IOM 应为低（即MEM 操作），RD 、WR 高有效，MR 和MW 低有效，LDAR 高有效。
使用效率要提高内存优化方法集合
内存对我们来说，作用很大，一个电脑的内存使用效率如何决定了它的运行质量，因此如何优化内存的管理，提高内存的使用效率，尽可能地提高运行速度，是我们所关心的问题。下面介绍在Windows操作系统中，提高内存的使用效率和优化内存管理的几种方法。 1、改变页面文件的位置 其目的主要是为了保持虚拟内存的连续性。因为硬盘读取数据是靠磁头在磁性物质上读取，页面文件放在磁盘上的不同区域，磁头就要跳来跳去，自然不利于提高效率。而且系统盘文件众多，虚拟内存肯定不连续，因此要将其放到其他盘上。改变页面文件位置的方法是：用鼠标右键点击“我的电脑”，选择“属性→高级→性能设置→高级→更改虚拟内存”，在驱动器栏里选择想要改变到的位置即可。值得注意的是，当移动好页面文件后，要将原来的文件删除(系统不会自动删除)。 2、改变页面文件的大小 改变了页面文件的位置后，我们还可以对它的大小进行一些调整。调整时我们需要注意，不要将最大、最小页面文件设为等值。因为通常内存不会真正“塞满”，它会在内存储量到达一定程度时，自动将一部分暂时不用的数据放到硬盘中。最小页面文件越大，所占比例就低，执行的速度也就越慢。最大页面文件是极限值，有时打开很多程序，内存和最小页面文件都已“塞满”，就会自动溢出到最大页面文件。所以将两者设为等值是不合理的。一般情况下，最小页面文件设得小些，这样能在内存中尽可能存储更多数据，效率就越高。最大页面文件设得大些，以免出现“满员”的情况。 3、禁用页面文件 当拥有了512MB以上的内存时，页面文件的作用将不再明显，因此我们可以将其禁用。方法是：依次进入注册表编辑器“HKEY_LOCAL_MACHINESystemCurrentControlSetControlS
零总线翻转静态随机存取存储器(ZBT)简介
ZBT是Zero Bus Turnaround SRAM的缩写，即“零总线翻转静态随机存取存储器”。属于SRAM的一种，SRAM的类型有很多种，如下图所示： 1).ASRAM是普通异步静态随机存取存储器，该器件内部无参考时钟，读写时序比较简单，只要将控制信号选中指定地址和数据线即可读取或写入数据； 2).SSRAM是同步静态随机存取存储器，与ASRAM相比，内部多了一个参考时钟； 3).DPSRAM即Double Port SRAM，双口SRAM的意思； 4).Synchronous Burst SSRAM即同步突发SSRAM，读写速率比异步SRAM 快，主要有Flow-Through(直通方式)和Pipeline(流水线方式)两种操作方式； 5).DDR SRAM即双数据速率SRAM； 6).QDR SRAM即四倍数据速率SRAM，前面已经专题介绍过了； 7).ZBT SRAM即零总线翻转SRAM，也是本文的重点介绍内容。 记得之前在介绍RAM器件的时候介绍过，RAM器件在读/写操作间进行状态转换的时候，需要一些空闲指令周期NOP(No Operation)来进行过渡，普通SRAM
进行读操作时，数据滞后两个时钟周期，而写操作是即时的，从写操作状态切换到读操作状态需要等待两个时钟周期。 如果在某些需要频繁进行读/写操作切换的系统中使用普通SRAM的话，总线利用效率将会变得非常低。 为此，IDT公司联合推出ZBT SRAM，该器件通过简单的接口控制逻辑消除了读写操作转换的等待时间，在读写操作状态转换过程中无需等待，直接切换，总线利用率可达100%，非常适合读写操作频繁切换的场合。普通SRAM和ZBT SRAM读写状态切换对比图下图所示： ZBT SRAM根据所带有的接口的不同，可分为两种即pipelined ZBT SRAM 和flow -through ZBT SRAM，在pipelined ZBT SRAM中，读命令发出两个时钟周期之后，可得到读取的数据，写命令发出两个时钟周期之后，可以写数据；在flow - through ZBT SRAM中读命令发出一个时钟周期之后，可得到读取的数据，写命令发出一个时钟周期之后，可以写数据。他们都支持TTL和COMS I/O口标准。其总线操作过程如下图所示。
CPU访问内存方式简介分析
CPU访问内存方式简介 1 介绍 1)首先，本文将对3种体系结构的内存访问方式进行介绍，分别为： a)对称多处理器结构 (SMP：Symmetric Multi-Processor) b)海量并行处理结构 (MPP：Massive Parallel Processing) c)非一致存储访问结构 (NUMA：Non-Uniform Memory Access) 2)然后，通过3种不同体系结构的内存访问实现原理，来对比它们在性能、扩展以及应用 方面的优缺点。 3)最后，对NUMA结构的内存分配策略以及如何使用numactl工具优化程序进行介绍。 在详细介绍不同体系架构的内存访问方式之前，先对CPU的相关概念、各种总线技术以及内存带宽等概念进行介绍。 2 技术背景 2.1 CPU相关概念 1)主频（CPU Clock Speed）：CPU工作的时钟频率（1秒内发生的同步脉冲数），其速度由 外频乘以倍频决定。 2)外频：系统总线的工作频率（系统时钟频率），是CPU与周边设备传输数据的频率。具 体是指CPU到芯片组之间的总线速度（如CPU与主板之间同步运行的速度）。 3)倍频：主频与外频之比的倍数（主频=外频×倍频），理论上从1.5到无限大，以0.5 为一个间隔单位进行增加。 注：CPU的性能并不是完全由主频决定，是由主频、管线架构或长度、功能单元数目、缓存设计四个方面共同决定，通常将后面三个要素统称为CPU架构。
2.2 FSB（Front Side Bus） 在Nehalem微架构之前，Intel 的CPU和北桥芯片之间的通信都一直使用FSB，其体系架构如下所示： 说明： 1)由于Intel使用了“四倍传输”技术，可以使系统总线在一个时钟周期内传送4次数据， 也就是传输效率是原来的4倍。如：在外频为N时，FSB的速度增加4倍变成了4N。 2)FSB的速度指的是CPU和北桥芯片间总线的速度，更实质性的表示CPU和外界数据传输 的速度。 3)外频的概念是建立在数字脉冲信号震荡的基础上的，它更多的影响了其他总线的频率 （如PCI总线与SATA总线）。如：主板可以通过“二分频”技术将外频降一半，使得PCI设备保持在标准工作频率。 优点： 整体成本低。 缺点： 由于只采用一条FSB总线，多处理器访问内存时会对FSB总线进行抢占，使得多处理器系统间互联和可扩展性差。
FSMC静态存储器控制器
STM32 FSMC学习笔记 FSMC全称“静态存储器控制器”。 使用FSMC控制器后，可以把FSMC提供的FSMC_A[25:0]作为地址线，而把FSMC提供的FSMC_D[15:0]作为数据总线。 (1)当存储数据设为8位时，(FSMC_NANDInitStructure.FSMC_MemoryDataWidth =FSMC_MemoryDataWidth_8 b) 地址各位对应FSMC_A[25:0]，数据位对应FSMC_D[7:0] (2)当存储数据设为16位时，(FSMC_NANDInitStructure.FSMC_MemoryDataWidth =FSMC_MemoryDataWidth_ 16b) 地址各位对应FSMC_A[24:0]，数据位对应FSMC_D[15:0] FSMC 包括4个模块： (1)AHB接口（包括FSMC配置寄存器） (2)NOR闪存和PSRAM控制器（驱动LCD的时候LCD就好像一个PSRAM的里面只有2个16位的存储空间，一个是DA TA RAM 一个是CMD RAM） (3)NAND闪存和PC卡控制器 (4)外部设备接口 注：FSMC可以请求AHB进行数据宽度的操作。如果AHB操作的数据宽度大于外部设备（NOR或NAND或LCD）的宽度，此时FSMC将AHB操作分割成几个连续的较小的数据宽度，以适应外部设备的数据宽度。
FSMC对外部设备的地址映像从0x6000 0000开始，到0x9FFF FFFF结束，共分4个地址块，每个地址块256M字节。可以看出，每个地址块又分为4个分地址块，大小64M。对NOR的地址映像来说，我们可以通过选择HADDR[27:26]来确定当前使用的是哪个64M的分地址块，如下页表格。而这四个分存储块的片选，则使用NE[4:1]来选择。数据线/地址线/控制线是共享的。 NE1 ->Bank1 NE2->Bank2 NE3->Bank3 NE4->Bank4 若 NE1 连接，则 每小块NOR/PSRAM 64M 第一块:6000 0000h--63ff ffffh (DATA长度为8位情况下,由地址线FSMC_A[25:0]决定；DATA长度为16位情况下，由地址线FSMC_A[24:0]决定) 第二块:6400 0000h--67ff ffffh
数据库-SQL Server 2014 新特性之内存优化表--嘉为科技
方勇 【摘要】 2013年6月25日，微软发布了SQL Server 2014 CTP1。本文将为您介绍SQL Server 2014 的重点新特性——内存优化表。 【正文】 如果说SQL Server 2012 的数据库引擎最大的亮点是Always On的话，那么SQL Server 2014 最大的亮点就是内存优化表（Memory-optimized tables）了。 1. 内存表的背景 在SQL Server 2000 的年代，我们还可以通过这种方式，将表驻留在内存中：DBCC PINTABLE ( database_id , table_id ) DBCC PINTABLE 会导致将表读入到内存中。当表中的页由普通的Transact-SQL 语句读入到高速缓存中时，这些页将标记为内存驻留页。当SQL Server 需要空间以读入新页时，不会清空内存驻留页。 但是这种方式在SQL Server 2005 已经不被支持了，内存表这种概念消失了，直到SQL Server 2014。 2. 文件和存储 内存优化表必须存储到文件流文件组中，SQL Server 提供了一种MEMORY_OPTIMIZED_DATA 文件组类型专门用于指定内存优化表的逻辑存储位置。 内存优化表的文件流文件组可以包含一个或多个容器，每个容器有可以包含一个或多个 文件。文件包含了三种类型的文件：
●根文件（Root File）：包含了数据文件和增量文件的元数据 ●数据文件（Data File）：存储内存优化表的记录和新插入的记录 ●增量文件（Delta File）：按照事务日志顺序存储从内存优化表中删除的记录的 最小信息（行号），每个数据文件对应一个增量文件 内存优化表会使用到事务日志，同样任何增删改等操作都会写入日志，这可能是导致即使使用内存优化表，性能也无法显著提升的最大原因，可以考虑使用闪存或者SSD来解决该问题 3. 原理和机制 SQL Server 2014 新增的内存优化表让我们眼前一亮，可以改善基于磁盘的表的低性能。通过以下的原理和机制让我们获得更好的性能和可扩缩性： ●通过数据页和索引页驻留在内存，减少IO瓶颈 ●采用乐观并发控制，消除了逻辑锁，提高了并发性 ●本机编译存储过程，执行效率更高 我们一定会担心，使用内存优化表会不会导致因为驻留在内存中，系统宕机或者断电的时候，导致数据无法及时写回内存而丢失。内存优化表保留了关系型数据库的事务所有ACID 特征：原子性、一致性、隔离性和持久性。SQL Server和内存优化表的持久化上下文提供了以下保证： ●事务持久化：提交DDL或DML更改内存优化表的事务，更改是永久性的(不 丢失)； ●重启持久化：在系统崩溃恢复或计划重新启动后，内存优化表重新实例化以恢 复到关闭或崩溃时的状态； ●介质失败持久化：当磁盘损坏时，我们可以通过数据库的备份和还原来恢复内 存优化表到新存储 当然，内存优化表有两种持久化选项，其中有一种是不保证持久化的： ●SCHEMA_ONLY（非持久化表）：只持久化表结构和索引，重启后所有数据丢
优化windows系统内存教给你九大秘招(精)
如何优化内存的管理, 提高内存的使用效率, 尽可能地提高运行速度, 是我们所关心的问题。下面介绍在 Windows 操作系统中,提高内存的使用效率和优化内存管理的几种方法。 1、改变页面文件的位置 其目的主要是为了保持虚拟内存的连续性。因为硬盘读取数据是靠磁头在磁性物质上读取,页面文件放在磁盘上的不同区域,磁头就要跳来跳去,自然不利于提高效率。而且系统盘文件众多, 虚拟内存肯定不连续, 因此要将其放到其他盘上。改变页面文件位置的方法是:用鼠标右键点击“ 我的电脑” ,选择“ 属性→ 高级→ 性能设置→ 高级→ 更改虚拟内存” , 在驱动器栏里选择想要改变到的位置即可。值得注意的是, 当移动好页面文件后, 要将原来的文件删除 (系统不会自动删除。 2、改变页面文件的大小 改变了页面文件的位置后, 我们还可以对它的大小进行一些调整。调整时我们需要注意, 不要将最大、最小页面文件设为等值。因为通常内存不会真正“ 塞满” , 它会在内存储量到达一定程度时, 自动将一部分暂时不用的数据放到硬盘中。最小页面文件越大, 所占比例就低, 执行的速度也就越慢。最大页面文件是极限值, 有时打开很多程序, 内存和最小页面文件都已“ 塞满” ,就会自动溢出到最大页面文件。所以将两者设为等值是不合理的。一般情况下, 最小页面文件设得小些, 这样能在内存中尽可能存储更多数据, 效率就越高。最大页面文件设得大些,以免出现“ 满员” 的情况。 3、禁用页面文件 当拥有了 512MB 以上的内存时, 页面文件的作用将不再明显, 因此我们可以将其禁用。方法是:依次进入注册表编辑器 “HKEY_LOCAL_MACHINESystemCurrentControlSetCon trolSession Ma-nager MemoryManagement” 下, 在“DisablePa -ging Executive”(禁用页面文件选项中将其值设为“1” 即可。
嵌入式内存优化
嵌入式内存优化 姓名：汪如胜 学号：1215115032 班级：移动一班 专业：软件工程
嵌入式安全使用内存 对于任何一个应用程序，其内存使用的方式都对整个程序的运行效率、稳定性有重大的影响。例如：对于资源紧张的嵌入式系统，如果编写的程序造成内存泄露，运行的初始阶段可以正常运行，但是当因内存泄露的积累而造成内存资源耗尽时，该应用程序便会崩溃；如果是一个资源相对丰富的嵌入式系统，引起内存泄露的应用程序可能可以稳定运行较长时间后才出现资源耗尽情况，此种情况在测试应用程序时期难以发现，但对实际应用会有重大影响。 一般来讲，Linux 的内存的分配方式有以下几种： 1、从静态存储区域分配：该部分内存在程序编译的时候已经分配完成，在程序的整个运行期间都存在，一般用于全局变量。 2、从栈分配：一般来讲，函数内的局部变量的存储单元都可在栈上创建，函数执行完成后，相应的存储单元会自动释放。栈内存分配功能内置于处理器的指令集中，效率很高，但是分配的内存容量有限。 3、从堆分配：该种分配方式就是所谓的动态内存分配，使用该种分配方式是提高程序效率的基础。该部分内存需要程序员使用
malloc 或者new 来申请任意大小的内存，同时，程序员必须负责在内存使用完成后用free 或者delete 来释放内存，使用非常灵活，但是很容易出现问题，实际上，应用程序使用内存出现的问题几乎都出在该种分配方式上。 在使用动态内存的过程中，一定要先保证内存能够成功的分配，即在使用内存之前首先要检查该内存指针是否为NULL；同时，若该内存区域可以使用，则使用前一定要对该区域内存进行初始化，因为内存的默认初值目前还没有统一的标准。 内存在正常使用中，一定要防止操作越过内存的边界，即所谓的内存溢出。内存溢出容易使程序运行紊乱，并且可能直接导致应用程序崩溃。在内存使用完成后，必须使用相应的语句来释放该部分内存，否则该部分内存即产生内存泄露。 在实际的代码书写过程中，可以通过查询分配内存语句和释放内存语句的个数来检查是否存在内存泄露。若分配内存的操作次数和释放内存的操作次数相等，则内存一般不会产生泄露，若不相等，则内存肯定存在泄露，必须查明原因，修改相应代码，否则该应用程序很可能会出现问题。 性能分析
windows操作系统内存管理方式综述
一页式管理 1 页式管理的基本原理将各进程的虚拟空间划分成若干个长度相等的页(page)，页式管理把内存空间按页的大小划分成片或者页面（page frame），然后把页式虚拟地址与内存地址建立一一对应页表，并用相应的硬件地址变换机构，来解决离散地址变换问题。页式管理采用请求调页或预调页技术实现了内外存存储器的统一管理。 它分为 1 静态页式管理。静态分页管理的第一步是为要求内存的作业或进程分配足够的页面。系统通过存储页面表、请求表以及页表来完成内存的分配工作。静态页式管理解决了分区管理时的碎片问题。但是，由于静态页式管理要求进程或作业在执行前全部装入内存，如果可用页面数小于用户要求时，该作业或进程只好等待。而且作业和进程的大小仍受内存可用页面数的限制。 2 动态页式管理。动态页式管理是在静态页式管理的基础上发展起来的。它分为请求页式管理和预调入页式管理。 优点：没有外碎片，每个内碎片不超过页大小。一个程序不必连续存放。便于改变程序占用空间的大小（主要指随着程序运行而动态生成的数据增多，要求地址空间相应增长，通常由系统调用完成而不是操作系统自动完成）。 缺点：程序全部装入内存。 要求有相应的硬件支持。例如地址变换机构，缺页中断的产生和选择淘汰页面等都要求有相应的硬件支持。这增加了机器成本。增加了系统开销，例如缺页中断处理机，请求调页的算法如选择不当，有可能产生抖动现象。虽然消除了碎片，但每个作业或进程的最后一页内总有一部分空间得不到利用果页面较大，则这一部分的损失仍然较大。 二段式管理的基本思想 把程序按内容或过程（函数）关系分成段，每段有自己的名字。一个用户作业或进程所包含的段对应一个二维线形虚拟空间，也就是一个二维虚拟存储器。段式管理程序以段为单位分配内存，然后通过地址影射机构把段式虚拟地址转换为实际内存物理地址。 程序通过分段(segmentation)划分为多个模块，如代码段、数据段、共享段。其优点是：可以分别编写和编译。可以针对不同类型的段采取不同的保护。可以按段为单位来进行共享，包括通过动态链接进行代码共享。 三段页式管理的实现原理 1 虚地址的构成 一个进程中所包含的具有独立逻辑功能的程序或数据仍被划分为段，并有各自的段号s。这反映相继承了段式管理的特征。其次，对于段s中的程序或数据，则按照一定的大小将其划分为不同的页。和页式系统一样，最后不足一页的部分仍占一页。这反映了段页式管理中的页式特征。从而，段页式管理时的进程的虚拟地址空间中的虚拟地址由三部分组成：即段号s，页号P和页内相对地址d。虚拟空间的最小单位是页而不是段，从而内存可用区也就被划分成为着干个大小相等的页面，且每段所拥有的程序和数据在内存中可以分开存放。分段的大小也不再受内存可用区的限制。 2 段表和页表
电脑怎么优化内存
电脑怎么优化内存 当运行很多程序时，电脑速度会很降下来不少，如果电脑性能差，内存小的电脑更是会很卡很慢，这时，可以通过优化电脑内存来提高主要程序的运行速度，那么电脑怎么优化内存呢?下面跟着小编一起来了解一下吧。 电脑优化内存方法 1. 调整高速缓存区域的大小 可以在“计算机的主要用途”选项卡中设置系统利用高速缓存的比例。如果系统的内存较多，可选择“网络服务器”，这样系统将用较多的内存作为高速缓存。在CD-ROM标签中，可以直接调节系统用多少内存作为CD-ROM光盘读写的高速缓存。 2. 监视内存 系统的内存不管有多大，总是会用完的。虽然有虚拟内存，
但由于硬盘的读写速度无法与内存的速度相比，所以在使用内存时，就要时刻监视内存的使用情况。Windows操作系统中提供了一个系统监视器，可以监视内存的使用情况。一般如果只有60%的内存资源可用，这时你就要注意调整内存了，不然就会严重影响电脑的运行速度和系统性能。 3. 及时释放内存空间 如果你发现系统的内存不多了，就要注意释放内存。所谓释放内存，就是将驻留在内存中的数据从内存中释放出来。释放内存最简单有效的方法，就是重新启动计算机。另外，就是关闭暂时不用的程序。还有要注意剪贴板中如果存储了图像资料，是要占用大量内存空间的。这时只要剪贴几个字，就可以把内存中剪贴板上原有的图片冲掉，从而将它所占用的大量的内存释放出来。 4. 改变页面文件的大小 改变了页面文件的位置后，我们还可以对它的大小进行一些调整。调整时我们需要注意，不要将最大、最小页面文件设为等值。因为通常内存不会真正“塞满”，它会在内存储量到达一定程度时，自动将一部分暂时不用的数据放到硬盘中。最小页面文件越大，所占比例就低，执行的速度也就越慢。最大页面文件是极限值，有时打开
DOS下面的内存管理和优化
DOS下面的内存管理和优化 一、DOS下内存的分类和分配 1．常规内存（ConventionalMemory） DOS为了保持对X86软件向前及向后的兼容性，始终维持着640KB的内存限制。这640KB勿需借助内存管理程序即可直接寻址的内存称为常规内存。这也是DOS系统下所有应用软件都可利用的区域。 2．上位内存区(UMAUpperMemoryArea)和上层内存块(UMBUpperMemoryBlock) 紧邻常规内存上端的区域即UMA，其中包含ROM，一般留作系统硬件（如BIOS、视频等）使用，故称系统区域，最大384KB，在1M之内。8086／8088以上的系统的地址线寻址都能达到1M或更高，故也有将1M以内的内存叫常规内存的。其中的剩余空间即UMB。在386以上的系统中，通过在config．sys中设置：DEVICE=EMM386.EXE和DOS=UMB，即可使用UMB存放设备驱动、command等常驻内存程序。 3．扩充内存（ExtendedMemory） 随着CPU性能的提高以及程序对内存要求的增大，DOS对内存管理需要突破640KB的限制，但又要解决兼容性的矛盾，因此出现了扩充内存和扩展内存的概念。在286以上的系统中，采取线性的内存寻址方式直接存取1M以上的新增的内存称ExtendedMemory。通常，DOS是通过在config．sys中设置DEVICE=C：\DOS\HIMEM．SYS来使用ExtendedMemory，该驱动程序执行Lotus／Intel／microsoft／AST等公司共同制定的XMSExtendedMemorySpecification规范，以防止两个程序同时存取相同内存位置的情况。它主要用于Windows环境下系统和用户程序。在XMS中起始位置的64K称为高内存区（HMAHighMemoryArea）。可以通过在config．sys中设置DOS=HIGH，将MS-DOS的大部分程序从UMA中移至HMA中，以便用户有更多可用的常规内存。 4．扩展内存（ExpandedMemory） 在早期的8086／8088计算机中，超出由地址线直接寻址的，而由系统区域中的"页框"（Pageframe）间接存取的附加内存称ExpandedMemory。 286以上的计算机都能够使用ExtendedMeory，且它比ExpandedMemory速度快，故当前的机种大部分是以增加ExtendedMemory的方式增加内存容量。但在286以上的计算机中运行一些老程序（如lotus1－2－3）时，需要ExpandedMemory。这时只要在config．sys中设置DEVICE=EMM386．SYS，利用ExtendedMemory模拟ExpandedMemory。DOS6．0以上的版本还可让扩展内存和扩充内存设置共享的内存，以增加使用上的便利和弹性。当程序需要ExpandedMemory中的数据时，EMM386．SYS先将数据由ExpandedMemory存入"页框"，将"页框"中不再需要的数据回写到ExpandedMemory。 二、DOS下内存的优化 优化内存主要要达到两个目的，一是将常驻程序从常规内存移出，以便为其他DOS应用程序
第四章 操作系统存储管理(练习题答案)
第四章存储管理 1. C存储管理支持多道程序设计，算法简单，但存储碎片多。 A. 段式 B. 页式 C. 固定分区 D. 段页式 2.虚拟存储技术是 B 。 A. 补充内存物理空间的技术 B. 补充相对地址空间的技术 C. 扩充外存空间的技术 D. 扩充输入输出缓冲区的技术 3.虚拟内存的容量只受 D 的限制。 A. 物理内存的大小 B. 磁盘空间的大小 C. 数据存放的实际地址 D. 计算机地址位数 4.动态页式管理中的 C 是：当内存中没有空闲页时，如何将已占据的页释放。 A. 调入策略 B. 地址变换 C. 替换策略 D. 调度算法 5.多重分区管理要求对每一个作业都分配 B 的内存单元。 A. 地址连续 B. 若干地址不连续 C. 若干连续的帧 D. 若干不连续的帧 6.段页式管理每取一数据，要访问 C 次内存。 A. 1 B. 2 C. 3 D. 4 7.分段管理提供 B 维的地址结构。 A. 1 B. 2 C. 3 D. 4 8.系统抖动是指 B。 A. 使用计算机时，屏幕闪烁的现象 B. 刚被调出内存的页又立刻被调入所形成的频繁调入调出的现象 C. 系统盘不干净，操作系统不稳定的现象 D. 由于内存分配不当，造成内存不够的现象 9.在 A中，不可能产生系统抖动现象。 A. 静态分区管理 B. 请求分页式管理 C. 段式存储管理 D. 段页式存储管理 10.在分段管理中 A 。 A. 以段为单元分配，每段是一个连续存储区 B. 段与段之间必定不连续 C. 段与段之间必定连续 D. 每段是等长的 11.请求分页式管理常用的替换策略之一有 A 。 A. LRU B. BF C. SCBF D. FPF 12.可由CPU调用执行的程序所对应的地址空间为 D 。 A. 名称空间 B. 虚拟地址空间 C. 相对地址空间 D. 物理地址空间 13. C 存储管理方式提供二维地址结构。 A. 固定分区 B. 分页
优化你的手机内存(总结篇)
优化你的手机内存(总结篇) 优化你的手机，让你的手机性能更加的强劲，appman完善版的使用教程 优化你的手机，让你的手机性能更加的强劲，appman的使用教程 优化手机、保持大内存的方法（APPMAN的使用技巧） 别忘记用压缩包的汉化文件appman.rsc覆盖掉安装目录里的同名文件，就可以正确显示中文了 一、首先需要清楚内存和手机存储空间的区别 系统速度、程序运行的快慢主要看内存（RAM）的大小，这和电脑上的内存是一致的。内存小则速度慢，甚至一些需要大内存的游戏和软件无法运行出现OUT MEMERY的提示。这个和系统的运行内存有关的，和C盘和E盘MMC卡的容量无关,即 使你的MMC卡上还有几百MB的空间也没用，我们需要解决的是释放被程序占用运行 内存，让运行内存尽可能的大。 二、怎么看系统的运行内存 很多人会用SELEQ等文件管理来看，这样看是看不到的，看到的只是存储空间 的大小。 运行内存一般使用APPMAN来看。打开APPMAN，就可以在左上角看到系统剩余 的内存大小了。除去3650，7610/6600剩余内存应该有8、9MB的，NG的话应该有 10MB以上，QD更大因为不需要中文字体占用空间。。如果只有5、6MB的话，那你 的手机就是简直给你蹂躏的不象样子了。 三、释放内存基础篇 1、刚开机的时候的内存是最大的，所以一般重新开机可以达到手机现有状态 下的最大的内存 2、打开APPMAN，进行压缩，也可以释放一部分内存，但非常有限
3、如果你刚开机后的内存都非常小，那么就需要优化你的机器了 优化有如下方法： 1）如果你的机器太乱了，那么最好格式化你的机器，保持最干净的系统，你也可 以看看这个时候你的最大内存是多少。 2）尽量少装开机自启动的软件，这些软件开机就自动运行并且常驻内存，例如： 来电大头贴、防火墙、增强情景模式、自动锁键盘等等。 3）尽量不要装其它字体文件。字体文件开机也会加载到内存中，而且字体容量比较大，一下就会出掉很多内存。 四、优化内存高级篇 1、APPMAN进入，向左第三个选项卡“线程”里可进行手动释放内存。“线程”里可以看到所有正在内存里调用的程序，向左第四个选项卡“文档”里可以看 见所有调用的文本和字体文件。这些都是占用内存的。 这些线程分两种，一种是手机自带的，一种是后来安装的。 手机自带的线程后面都会有一个齿轮，没有齿轮的就是第三方线程。 没有齿轮的都可以关闭，点左功能键——工具——关闭选定程序即可。关闭后相应程序需要重新开启后才能使用。点右功能键“详情”可知道此线程的具体 情况和安装路径，如果不需要的话，你也可关闭后在程序管理器中卸载。 选项卡“文档”里如果有看见其它安装的字体文件，那吃掉的内存就比较多了。 2、有齿轮的一般是手机自带的程序，如果不清楚作用的话，最好不要随便关 闭，关闭后可能导致手机的部分功能不能使用或手机出错重新启动。 因为系统自带程序即使关闭后下次启动还会运行，所以一般只在有特殊需要的时候才使用。 五、垃圾清理工作 此操作不在内存优化之列。只是APPMAN附带说一下的功能之一。向左第五个 选项卡“安装程序”列表，看见程序后面有垃圾筒标记的，都是没有用的垃圾文 件可以删除。此法可清理手机里遗留的一部分垃圾文件。
如何优化内存的管理
如何优化内存的管理，提高内存的使用效率，尽可能地提高运行速度，是我们所关心的问题。下面介绍在Windows 操作系统中，提高内存的使用效率和优化内存管理的几种方法。 优化只能最大限度提高利用率，并不能解决内存容量问题，4GB基本已经成为标配了，如下图，仅仅是浏览器网页开多了就会占用非常多的内存。 1、改变页面文件的位置其目的主要是为了保持虚拟内存的连续性。因为硬盘读取数据是靠磁头在磁性物质上读取，页面文件放在磁盘上的不同区域，磁头就要跳来跳去，自然不利于提高效率。而且系统盘文件众多，虚拟内存肯定不连续，因此要将其放到其他盘上。改变页面文件位置的方法是：用鼠标右键点击“我的电脑”，选择“属性→高级→性能设置→高级→更改虚拟内存”，在驱动器栏里选择想要改变到的位置即可。值得注意的是，当移动好页面文件后，要将原来的文件删除(系统不会自动删除)。 2、改变页面文件的大小改变了页面文件的位置后，我们还可以对它的大小进行一些调整。调整时我们需要注意，不要将最大、最小页面文件设为等值。因为通常内存不会真正“塞满”，它会在内存储量到达一定程度时，自动将一部分暂时不用的数据放到硬盘中。最小页面文件越大，所占比例就低，执行的速度也就越慢。最大页面文件是极限值，有时打开很多程序，内存和最小页面文件都已“塞满”，就会自动溢出到最大页面文件。所以将两者设
为等值是不合理的。一般情况下，最小页面文件设得小些，这样能在内存中尽可能存储更多数据，效率就越高。最大页面文件设得大些，以免出现“满员”的情况。 3、禁用页面文件当拥有了512MB 以上的内存时，页面文件的作用将不再明显，因此我们可以将其禁用（来源：https://www.sodocs.net/doc/7e4691183.html,）方法是：依次进入注册表编辑器“HKEY_LOCAL_MACHINESystemCurrentControlSetControlSession Ma-nagerMemoryManagement”下，在“DisablePa-ging Executive”（禁用页面文件）选项中将其值设为“1”即可。 4、清空页面文件在同一位置上有一个“ClearPageFileAtShutdown（关机时清除页面文件）”，将该值设为“1”。这里所说的“清除”页面文件并非是指从硬盘上完全删除pagefile.sys 文件，而是对其进行“清洗”和整理，从而为下次启动Windows XP 时更好地利用虚拟内存做好准备。叮当点评：本文较详细地讲解了虚拟内存的概念及优化方法。使我们了解了它在内存与硬盘之间的工作关系，同时认识到了虚拟内存并非越大越好，而应该根据计算机的具体配置进行合理的调整。相信大家在真正的了解并掌握了虚拟内存的作用与优化方法后，一定会使爱机在性能上有所提升。 5、调整高速缓存区域的大小可以在“计算机的主要用途”选项卡中设置系统利用高速缓存的比例(针对Windows 98)。如果系统的内存较多，可选择“网络服务器”，这样系统将用较多的内存作为高速缓存。在CD-ROM 标签中，可以直接调节系统用多少内存作为CD-ROM 光盘读写的高速缓存。 6、监视内存系统的内存不管有多大，总是会用完的。虽然有虚拟内存，但由于硬盘的读写速度无法与内存的速度相比，所以在使用内存时，就要时刻监视内存的使用情况。Windows 操作系统中提供了一个系统监视器，可以监视内存的使用情况。一般如果只有60%的内存资源可用，这时你就要注意调整内存了，不然就会严重影响电脑的运行速度和系统性能。 7、及时释放内存空间如果你发现系统的内存不多了，就要注意释放内存。所谓释放内存，就是将驻留在内存中的数据从内存中释放出来。释放内存最简单有效的方法，就是重新启动计算机。另外，就是关闭暂时不用的程序。还有要注意剪贴板中如果存储了图像资料，是要占用大量内存空间的。这时只要剪贴几个字，就可以把内存中剪贴板上原有的图片冲掉，从而将它所占用的大量的内存释放出来。 8、优化内存中的数据在Windows 中，驻留内存中的数据越多，就越要占用内存资源。所以，桌面上和任务栏中的快捷图标不要设置得太多。如果内存资源较为紧张，可以考虑尽量少用各种后台驻留的程序。平时在操作电脑时，不要打开太多的文件或窗口。长时间地使用计算机后，如果没有重新启动计算机，内存中的数据排列就有可能因为比较混乱，从而导致系统性能的下降。这时你就要考虑重新启动计算机。 9、提高系统其他部件的性能计算机其他部件的性能对内存的使用也有较大的影响，如总线类型、CPU、硬盘和显存等。如果显存太小，而显示的数据量很大，再多的内存也是不可能提高其运行速度和系统效率的。如果硬盘的速度太慢，则会严重影响整个系统的工作。
MySQL内存及虚拟内存优化设置
为了装mysql环境测试，装上后发现启动后mysql占用了很大的虚拟内存，达8百多兆。网上搜索了一下，得到高人指点my.ini。再也没见再详细的了..只好打开my.ini逐行的啃，虽然英文差了点，不过多少M还是看得明的^-^ 更改后如下： innodb_buffer_pool_size=576M ->256M InnoDB引擎缓冲区占了大头，首要就是拿它开刀query_cache_size=100M ->16M 查询缓存 tmp_table_size=102M ->64M 临时表大小 key_buffer_size=256m ->32M 重启mysql服务后，虚拟内存降到200以下． 另外mysql安装目录下有几个文件：my-huge.ini 、my-large.ini、my-medium.ini...这几个是根据内存大小作的建议配置，新手在设置的时候也可以参考一下。 2G内存的MYSQL数据库服务器my.ini优化(my.ini) 2G内存,针对站少,优质型的设置,试验特： table_cache=1024 物理内存越大,设置就越大.默认为2402,调到512-1024最佳 innodb_additional_mem_pool_size=8M 默认为2M innodb_flush_log_at_trx_commit=0 等到innodb_log_buffer_size列队满后再统一储存,默认为1 innodb_log_buffer_size=4M 默认为1M innodb_thread_concurrency=8 你的服务器CPU有几个就设置为几,默认为8 key_buffer_size=256M 默认为218 调到128最佳 tmp_table_size=64M 默认为16M 调到64-256最挂 read_buffer_size=4M 默认为64K read_rnd_buffer_size=16M 默认为256K sort_buffer_size=32M 默认为256K max_connections=1024 默认为1210 试验一： table_cache=512或1024 innodb_additional_mem_pool_size=2M innodb_flush_log_at_trx_commit=0 innodb_log_buffer_size=1M innodb_thread_concurrency=8 你的服务器CPU有几个就设置为几,默认为8 key_buffer_size=128M tmp_table_size=128M read_buffer_size=64K或128K
Android内存优化小建议 以及活用(SoftReference 和 WeakReference )
android因其系统的特殊性,安装的软件默认都安装到内存中,所以随着 用户安装的软件越来越多,可供运行的程序使用的内存越来越小,这就要求我们在开发android程序时,尽可能的少占用内存。根据我个人的开发经验总结了如下几点优化内存的方法: 1创建或其他方式获得的对象如不再使用,则主动将其置为null。 2尽量在程序中少使用对图片的放大或缩小或翻转.在对图片进行操作时占用的内存可能比图片本身要大一些。 3调用图片操作的后，及时的清空，调用recycle()提醒经行垃圾回收。 4尽可能的将一些静态的对象(尤其是集合对象),放于SQLite数据库中。并且对这些数据的搜索匹配尽可能使用sql语句进行。 5一些连接资源在不使用使应该释放,如数据库连接文件输入输出流等。应该避免在特殊的情况下不释放(如异常或其他情况) 6一些长周期的对像引用了短周期的对象,但是这些短周期的对象可能只在很小的范围内使用。所以在查内存中也应该清除这一隐患。如果你想写一个Java程序，观察某对象什么时候会被垃圾收集的执行绪清除，你必须要用一个reference记住此对象，以便随时观察，但是却因此造成此对象的reference数目一直无法为零，使得对象无法被清除。 https://www.sodocs.net/doc/7e4691183.html,ng.ref.WeakReference 不过，现在有了Weak Reference之后，这就可以迎刃而解了。如果你希望能随时取得某对象的信息，但又不想影响此对象的垃圾收集，那
么你应该用Weak Reference来记住此对象，而不是用一般的reference。 A obj=new A(); WeakReference wr=new WeakReference(obj); obj=null; //等待一段时间，obj对象就会被垃圾回收 … if(wr.get()==null){ System.out.println(“obj已经被清除了“); }else{ System.out.println(“obj尚未被清除，其信息是 “+obj.toString()); } … 在此例中，透过get()可以取得此Reference的所指到的对象，如果传出值为null的话，代表此对象已经被清除。 这类的技巧，在设计Optimizer或Debugger这类的程序时常会用到，因为这类程序需要取得某对象的信息，但是不可以影响此对象的垃圾收集。 https://www.sodocs.net/doc/7e4691183.html,ng.ref.SoftReference Soft Reference虽然和Weak Reference很类似，但是用途却不同。被Soft Reference指到的对象，即使没有任何Direct Reference，也不会被清除。一直要到JVM内存不足时且没有Direct Reference
电脑内存太小的优化方法步骤
电脑内存太小的优化方法步骤 导读：我根据大家的需要整理了一份关于《电脑内存太小的优化方法步骤》的内容，具体内容：当买一台电脑了，安装很多的软件程序，就会占很多的游戏，电脑当时配置也不高，内存不够用了，就会提出内存不够，电脑内存太小怎么解决呢?下面我就为大家带来了XP系统内存优化的方法。电... 当买一台电脑了，安装很多的软件程序，就会占很多的游戏，电脑当时配置也不高，内存不够用了，就会提出内存不够，电脑内存太小怎么解决呢?下面我就为大家带来了XP系统内存优化的方法。 电脑内存太小解决方法一 1、改变页面文件的位置 其目的主要是为了保持虚拟内存的连续性。因为硬盘读取数据是靠磁头在磁性物质上读取，页面文件放在磁盘上的不同区域，磁头就要跳来跳去，自然不利于提高效率。而且系统盘文件众多，虚拟内存肯定不连续，因此要将其放到其他盘上。改变页面文件位置的方法是：用鼠标右键点击"我的电脑"，选择"属性高级性能设置高级更改虚拟内存"，在驱动器栏里选择想要改变到的位置即可。值得注意的是，当移动好页面文件后，要将原来的文件删除(系统不会自动删除)。 2、禁用页面文件 当拥有了512MB以上的内存时，页面文件的作用将不再明显，因此我们可以将其禁用。方法是：依次进入注册表编辑器
"HKEY_LOCAL_MACHINESystemCurrentControlSetControlSession Ma-nagerMemoryManagement"下，在"DisablePa-ging Executive"(禁用页面文件)选项中将其值设为"1"即可。 3、清空页面文件 在同一位置上有一个"ClearPageFileAtShutdown(关机时清除页面文件)"，将该值设为"1"。这里所说的"清除"页面文件并非是指从硬盘上完全删除pagefile.sys文件，而是对其进行"清洗"和整理，从而为下次启动Windows XP时更好地利用虚拟内存做好准备。 4、及时释放内存空间 如果你发现系统的内存不多了，就要注意释放内存。所谓释放内存，就是将驻留在内存中的数据从内存中释放出来。释放内存最简单有效的方法，就是重新启动计算机。另外，就是关闭暂时不用的程序。还有要注意剪贴板中如果存储了图像资料，是要占用大量内存空间的。这时只要剪贴几个字，就可以把内存中剪贴板上原有的图片冲掉，从而将它所占用的大量的内存释放出来。 5、优化内存中的数据 在Windows中，驻留内存中的数据越多，就越要占用内存资源。所以，桌面上和任务栏中的快捷图标不要设置得太多。如果内存资源较为紧张，可以考虑尽量少用各种后台驻留的程序。平时在操作电脑时，不要打开太多的文件或窗口。长时间地使用计算机后，如果没有重新启动计算机，内存中的数据排列就有可能因为比较混乱，从而导致系统性能的下降。这时你就要考虑重新启动计算机。