基于可重定位分区分配算法的内存管理的设计与实现样本.doc

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1、资料内容仅供您学习参考，如有不当之处，请联系改正或者删除。 组号 成绩 计算机操作系统课程设计报告 题目 基于可重定位分区分配算法的内存管理的设计与实现 专业: 计算机科学与技术 班级: 学号+姓名: 指导教师: 12月 23 日一 设计目的掌握内存的连续分配方式的各种分配算法二 设计内容基于可重定位分区分配算法的内存管理的设计与实现。本系统模拟操作系统内存分配算法的实现, 实现可重定位分区分配算法, 采用PCB定义结构体来表示一个进程, 定义了进程的名称和大小, 进程内存起始地址和进程状态。内存分区表采用空闲分区表的形式来模拟实现。要求定义与算法相关的数据结构, 如PCB、 空闲分区; 在使

2、用可重定位分区分配算法时必须实现紧凑。三 设计原理可重定位分区分配算法与动态分区分配算法基本上相同, 差别仅在于: 在这种分配算法中, 增加了紧凑功能。一般, 该算法不能找到一个足够大的空闲分区以满足用户需求时, 如果所有的小的空闲分区的容量总和大于用户的要求, 这是便须对内存进行”紧凑”, 将经过”紧凑”后所得到的大空闲分区分配给用户。如果所有的小空闲分区的容量总和仍小于用户的要求, 则返回分配失败信息四 详细设计及编码1. 模块分析（1） 分配模块这里采用首次适应(FF)算法。设用户请求的分区大小为u.size,内存中空闲分区大小为m.size,规定的不再切割的剩余空间大小为size。空闲

3、分区按地址递增的顺序排列; 在分配内存时, 从空闲分区表第一个表目开始顺序查找, 如果m.sizeu.size且m.size-u.sizesize, 说明多余部分太小, 不再分割, 将整个分区分配给请求者; 如果m.sizeu.size且m.size-u.sizesize, 就从该空闲分区中按请求的大小划分出一块内存空间分配给用户, 剩余的部分仍留在空闲分区表中; 如果m.sizeu.size则查找下一个空闲分区表项, 直到找到一个足够大的空闲分区; 如果没有找到一个足够大的内存空闲分区, 但所有的小的空闲分区的容量总和大于用户的要求, 就进行紧凑, 将紧凑后得到的大的空闲分区按上述的方式分配

4、给用户; 但如果所有的小的空闲分区的容量总和仍不能满足用户需要, 则分配失败。（2） 内存回收模块进行内存回收操作时, 先随机产生一个要回收的进程的进程号, 把该进程从进程表中中删除, 它所释放的空闲内存空间插入到空闲分区表; 如果回收区与插入点的前一个空闲分区相邻, 应将回收区与插入点的前一分区合并, 修改前一个分区的大小; 如果回收区与插入点的后一个空闲分区相邻, 应将回收区与插入点的后一分区合并, 回收区的首址作为新空闲分区的首址, 大小为二者之和; 如果回收区同时与插入点的前、 后空闲分区相邻, 应将三个分区合并, 使用前一个分区的首址, 取消后一个分区, 大小为三者之和。（3） 紧凑

5、模块将内存中所有作业进行移动, 使她们全都相邻接, 把原来分散的多个空闲小分区拼接成一个大分区。2. 流程图 否 否 是 是 3. 代码实现#include#include#include#include#define TURE 1#define FALSE 0#define OK 1#define ERROR 0#define INFEASIBLE -1#define OVERFLOW -2#define SIZE 15 /进程表/int ppNo=1; /用于递增生成进程号 int pLength=0;struct PCBint pNo; /进程号(名)int pSize; / 进程大小

6、int pOccupy; / 实际占用的内存 int pStartAddr; / 进程起始地址 int pState; /进程状态 ;struct PCB pList200;/空闲分区表部分/typedef int Status;typedef struct emptyNode /空闲分区结构体 int areaSize; /空闲分区大小 int aStartAddr; /空闲分区始址 struct emptyNode *next;emptyNode,*LinkList;int ListDelete(struct PCB *pList,int i);/AAA/删除下标为i的进程 void pS

7、ort(struct PCB *pList); /AAA/内存中的进程按始址递增排序 void compact(LinkList &L,struct PCB *pList);/AAA/紧凑 ,内存中进程移动, 修改进程数据结构; 空闲分区合并, 修改空闲分区表数据结构 void amalgamate(LinkList &L); /AAA/回收后进行合并空闲分区 void recycle(LinkList &L,struct PCB *pList); /AAA/回收 , 从进程表中删除进程 , 把释放出的空间插入到空闲分区链表中 Status InitList(LinkList &L); /1A

8、AA/构造一个新的有头节点的空链表LStatus ClearList(LinkList &L); /2AAA/将链表L重置为空表Status ListInsert(LinkList &L,LinkList s1); /AAA/*根据始址进行插入 void DeleteElem(LinkList &L,int aStartAddr);/*删除线性表中始址值为aStartAddr的结点void PrintList(LinkList L); /AAA/*输出各结点的值void creatP(struct PCB *p); /AAA/初始化进程int search(LinkList &L,int pS

9、ize); /AAA/检索分区表 ,返回合适分区的首址 int add(LinkList &L); /AAA/返回空闲分区总和 void pListPrint(struct PCB *pList); /AAA/输出内存中空间占用情况 void distribute(LinkList &L,struct PCB *process);int ListDelete(struct PCB *pList,int i)/AAA/删除下标为i的进程 for(;ipLength-1;i+)pListi=pListi+1;pLength-;/ListDeletevoid pSort(struct PCB *pL

10、ist) /AAA/内存中的进程按始址递增排序 int i,j;struct PCB temp;for(i=0;ipLength-1;i+)for(j=0;jpListj+1.pStartAddr)temp=pListj;pListj=pListj+1;pListj+1=temp;/AAA/紧凑 ,内存中进程移动, 修改进程数据结构; 空闲分区合并, 修改空闲分区表数据结构 void compact(LinkList &L,struct PCB *pList) printf(进行紧凑n); /1、 进程移动,修改进程数据结构int i;pList0.pStartAddr=0; /第一个进程移到

11、最上面 for(i=0;inext,s;int sumEmpty=0;while(p!=NULL)/求空闲区总和 sumEmpty+=p-areaSize;p=p-next;ClearList(L); /清空空闲分区表s=(LinkList)malloc(sizeof(emptyNode);s-aStartAddr=pListpLength-1.pStartAddr+pListpLength-1.pOccupy; s-areaSize=sumEmpty;ListInsert(L,s); printf(n紧凑后的n); pListPrint(pList);PrintList(L);void am

12、algamate(LinkList &L)/AAA/回收后进行合并空闲分区 LinkList p=L-next,q=p-next;while(q!=NULL)if(p-aStartAddr+p-areaSize=q-aStartAddr)p-areaSize+=q-areaSize;DeleteElem(L,q-aStartAddr);/删除被合并的结点q=p-next; elsep=q;q=q-next;/AAA/回收 , 从进程表中删除进程 , 把释放出的空间插入到空闲分区链表中 void recycle(LinkList &L,struct PCB *pList) int index,d

13、elPNo,delPSize,delPOccupy,delPStartAddr; LinkList s; srand(time(0); index=rand()%pLength; delPNo=pListindex.pNo; delPSize=pListindex.pSize; delPOccupy=pListindex.pOccupy; delPStartAddr=pListindex.pStartAddr; printf(_); printf(回收内存 进程 P%d: 始址: %d K 占用: %d KBn,delPNo,delPStartAddr,delPOccupy); printf(

14、n回收后n); ListDelete(pList,index); /pListPrint(pList); s=(LinkList)malloc(sizeof(emptyNode);s-areaSize=delPOccupy; s-aStartAddr=delPStartAddr; ListInsert(L,s); amalgamate(L); pListPrint(pList);/输出内存中空间占用情况 PrintList(L); /Status InitList(LinkList &L) /1AAA/构造一个新的有头节点的空链表LLinkList s;L=(LinkList)malloc(s

15、izeof(emptyNode); /生成新节点(头结点)if(!L) return ERROR; /申请内存失败 s=(LinkList)malloc(sizeof(emptyNode);s-areaSize=900;s-aStartAddr=0;L-next=s; /头节点的指针域指向第一个结点 s-next=NULL;return OK;/InitListStatus ClearList(LinkList &L) /2AAA/将链表L重置为空表LinkList p,r;p=L-next; r=p-next;while(p!=NULL)free(p);if(r=NULL)p=NULL;el

16、sep=r; r=p-next;L-next=NULL;return OK;/ClearList /AAA/*根据始址进行插入 Status ListInsert(LinkList &L,LinkList s1)LinkList r=L,p=L-next,s;/指针 s=(LinkList)malloc(sizeof(emptyNode);s-areaSize=s1-areaSize;s-aStartAddr=s1-aStartAddr;if(p=NULL)L-next=s;s-next=NULL;elsewhile(p!=NULL) if(s1-aStartAddr aStartAddr)

17、s-next=r-next; r-next=s; break; r=p; p=p-next; /后移 if(p=NULL) r-next=s; s-next=NULL; return OK;/ListInsert2void DeleteElem(LinkList &L,int aStartAddr)/*删除线性表中始址值为aStartAddr的结点LinkList p=L,q;while(p-next!=NULL)q=p-next;if(q-aStartAddr=aStartAddr)p-next=q-next;free(q);elsep=p-next;/DeleteElem/void Pri

18、ntList(LinkList L)/AAA/*输出各结点的值 printf(n空闲分区情况: 始址t 大小n);LinkList p=L-next;while(p!=NULL) printf( %d Kt%d KBn,p-aStartAddr,p-areaSize);p=p-next;printf(n);/PrintList void creatP(struct PCB *p) /AAA/初始化进程int size;srand(time(NULL); size=rand()%7+1; size*=10;p-pNo=ppNo+;p-pSize=size;p-pOccupy=0;p-pStart

19、Addr=0;p-pState=0;int search(LinkList &L,int pSize) /检索分区表 ,返回合适分区的首址 LinkList p=L-next;while(p!=NULL)if(p-areaSize=pSize)return p-aStartAddr;p=p-next;return -1;/没有足够大的 int add(LinkList &L) /返回空闲分区总和 LinkList p=L-next;int sum=0; while(p!=NULL)sum+=p-areaSize;p=p-next;return sum;void pListPrint(struc

20、t PCB *pList)/AAA/输出内存中空间占用情况 printf(n进程分配情况: 进程t 始址t占用n);for(int i=0;inext;while(p!=NULL)if(p-areaSize=process-pSize) break; p=p-next;printf(%d KB pSize,p-areaSize);if(p-areaSize-process-pSizepStartAddr=p-aStartAddr; /进程始址变化 process-pState=1; /进程状态 process-pOccupy=p-areaSize; /进程实际占用内存 为改空闲分区的大小 pL

21、istpLength+= *process; /把进程加入进程列表 printf( 且 %d KB - %d KB = %d KB areaSize,process-pSize,p-areaSize-process-pSize,SIZE);pSort(pList); printf(n分配后n);pListPrint(pList);/输出内存中空间占用情况 DeleteElem(L,p-aStartAddr);else/分割分配 process-pStartAddr=p-aStartAddr; /进程始址变化 process-pState=1; /进程状态 process-pOccupy=pro

22、cess-pSize; /进程实际占用内存 为该进程的大小 pListpLength+= *process; /把进程加入进程列表 printf( 且 %d KB - %d KB = %d KB %d KB 则 划分分配n, p-areaSize,process-pSize,p-areaSize-process-pSize,SIZE);pSort(pList); /进程排序 printf(n分配后n);pListPrint(pList);/输出内存中空间占用情况 /compact(L,pList);p-aStartAddr+=process-pSize; /空闲分区始址变化 p-areaSiz

23、e-=process-pOccupy; /空闲分区大小 变化 int main()/0、 创立一个进程, 参数随机数方式产生 struct PCB p; int i,num,dele,k,stAddr,flag; LinkList s,L; printf(*可重定位分区分配*); if(!InitList(L) /初始化空闲分区表 printf(创立表失败n); while(1) srand(time(0); flag=rand()%100+1; if(flag%2=0) creatP(&p);/初始化进程 printf(_); printf(待装入作业:%d Size = %d KBn,p.

24、pNo,p.pSize); /1、 请求分配 size /2、 检索空闲分区表(首次适应FF) PrintList(L); stAddr=search(L,p.pSize);/得到足够大的分区的始址 , 没有则返回-1 if(stAddr=-1)/没有足够大的分区 if(add(L)=p.pSize)/空闲区总和足够大 printf(没有足够大的空闲分区但空闲总和足够大n); /紧凑 compact(L,pList); /按动态分区方式分配 distribute(L,&p); /compact(L,pList); /紧凑 else /空闲区总和不足 printf(分配失败nn); else/有

25、足够大的 distribute(L,&p); PrintList(L); /compact(L,pList); /紧凑 else/回收 if(pLength0) recycle(L,pList); /compact(L,pList); /紧凑 else printf(无可回收内存! ); system(pause); /while return 0;4. 结果及其相关分析图4.1分析: 作业1大小为20KB。找到足够大空闲分区, 进行划分分配。图4.2分析: 作业2大小为70KB。找到足够大空闲分区, 进行划分分配。图4.3分析: 先回收进程1大小为20KB, 删除进程, 并把释放的空闲分区插

26、入空闲分区表; 再回收进程2大小为70KB, 删除进程, 并把释放的空闲分区插入空闲分区表; 图4.4分析: 程序运行一段时间后的进程分配情况和空闲分区情况。图4.5分析: 程序运行一段时间后的进程分配情况和空闲分区情况。图4.6分析: 内存中已没有进程, 因此不能进行回收。图4.7分析: 没有足够大的空闲分区且所有分区之和也不满足要求, 分配失败。图4.8图4.9分析: 进行紧凑, 图4.8状态装换为图4.9状态。五 课程设计小结这次课程设计让我受益匪浅。经过这次课程设计, 我不但深刻理解了可重定位分区分配算法; 更理解了存储器管理的目的: 提高存储器的利用率, 提高系统性能。在作课程设计过程中我还体会到, 连续分配存储管理的弊端: 连续分配方式会形成许多”碎片”, 虽然可经过”紧凑”方式将许多碎片拼接成可用的大块空间, 但须为之付出很大开销。