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  • 公式的判断

    千次阅读 2017-09-18 17:09:20
    (1)原子命题常或变是合公式; (2)如果A是合公式,则(-A)也是合公式(- 表示非); (3)如果A,B是合公式,则(A*B)、(A+B)、(A (4)只有有限地应用(1)~(3)所包含的命题变元,联结词和括号的符号...

    什么是合式公式?
    (1)原子命题常项或变项是合式公式;
    (2)如果A是合式公式,则(-A)也是合式公式(- 表示非);
    (3)如果A,B是合式公式,则(A*B)、(A+B)、(A < B)、( A ~ B)也是合式公式;(此处 * 合取 + 析取 < 代表条件 ~ 代表双条件)
    (4)只有有限次地应用(1)~(3)所包含的命题变元,联结词和括号的符号串才是合式公式。
    个人思路QAQ:
    用字符串输入(注意输入格式:在字符串首尾手动加括号),依次扫描字符串,遇到“非法”字符跳出循环,字符串能够扫描完则为真
    时间复杂度:O(n) 数据不大时,可以在1秒内完成
    “非法”字符:
    (1)(*P) (+P) (<P) (~P)
    (2) (P-)
    (3) RT (两个大写字母)
    (4) 括号不匹配
    程序中可能会有bug,希望大佬们多多指教

    这道题用递归的话,应该会更好,但我不会用,只能暴力判断了,QAQ



    #include<cstdio>
    #include<cstring>
    const int Max = 100010;
    char str[Max];
     //'-\'表示否定联结词,\'*\'表示合取联结词,\'+\'表示析取联结词\n"
    int len;//存储字符串的长度
    int main()
    {
    	  printf("'-\'表示否定联结词\n");
    	   printf("'*\'表示合取联结词\n");
    	    printf("'+\'表示析取联结词\n");
    	     printf("'<\'表示条件联结词\n");
    	      printf("'~\'表示双条件联结词\n");
         while(~scanf("%s",str+1))
        {
               str[0] = '(';
                len = strlen(str);
                str[len] = ')';
                   len++;
                str[len] = '\0';
                int l = 0 ,  r = 0 , m;
                bool flag;
                 for(int i = 0; i < len; i++)
                {
                	   if(str[i] == '(')
                	       l++;
                	      if(str[i] == ')')
                	         r++;
    			}
                 if( l != r)
                   flag = false;
                 else
                 { 
                 	for(int i = 1; i < len; i++)
                 	{
                 		 if(str[i] >= 'A' && str[i] <= 'Z' && len == 3)
                 		       flag = true;
                 		if(str[i] >= 'A' && str[i] <= 'Z')
                 		{
                 			   if(str[i+1] >= 'A' && str[i+1] <= 'Z' )
                 			   {
                 			   	    flag = false;
                 			   	    break;
    							}
    					 }
                 	   if( str[i] =='*'||str[i] =='+'||str[i] =='<'||str[i]=='~' )
                 	     {
                 	     	    if(str[i-1] == '(' )
                 	     	    {
                 	     	    	  if(str[i+1] >= 'A' && str[i+1] <= 'Z')
                 	     	    	  {
                 	     	    	  	    flag = false;
                 	     	    	  	    break;
    									}
    							  }
    					  }
                       if(str[i]=='(' || str[i] ==')')
    					         continue;
    					         if(str[i] == '-' && str[i+1] >= 'A' && str[i+1] <= 'Z')
    					          {
    					          	      flag = true;
    							  }
    					   if(str[i] >= 'A' && str[i] <= 'Z')
    					  {
    					  	     if(str[i+1] == '-')
    					  	      {
    					  	       	   flag = false;
    					  	       	   break;
    							 }
    		                  if(str[i+1] == '*' || str[i+1] == '+'|| str[i+1] == '~'|| str[i+1] =='<')
    						  {
    						  	      if(str[i+2] >= 'A' && str[i+2] <= 'Z')
    						  	       {
    						  	       	       flag = true;
    									}
    						  }    			   	
    					  }  			
    			    }
    			 }
    			 if(flag)
    			  printf("Yes\n");
    			  else
    			      printf("N0\n");
         }
              return 0;
    }





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  • 位置PID与增量PID区别浅析

    万次阅读 多人点赞 2019-04-26 08:55:12
    1PID控制算法 什么是PID ...PID 实指“比例 proportional”、“积分 integral”、“微分 derivative”,这三构 成 PID 基本要素。每一完成不同任务,对系统功能产生不同的影响。它的结构...

    1PID控制算法

    什么是PID

    PID 控制器以各种形式使用超过了 1 世纪,广泛应用在机械设备、气动设备 和电子设备.在工业应用中PID及其衍生算法是应用最广泛的算法之一,是当之无愧的万能算法

    PID 实指“比例 proportional”、“积分 integral”、“微分 derivative”,这三项构 成 PID 基本要素。每一项完成不同任务,对系统功能产生不同的影响。它的结构简单,参数易 于调整,是控制系统中经常采用的控制算法。

    PID:比例单元(P)、积分单元(I)和微分单元(D)组成

    PID控制公式

     

    其中:u(t)为控制器输出的控制量;(输出)

    e(t)为偏差信号,它等于给定量与输出量之差;(输入)

    KP 为比例系数;(对应参数 P)

    TI 为积分时间常数;(对应参数I)

    TD 为微分时间常数。(对应参数 D) 

     

    数字 PID 控制算法通常分为位置式 PID 控制算法和增量式 PID 控制算法。  

    位置式 PID 算法 :

    pid算法中位置型和增量型有什么区别,分析两者优缺点

     e(k): 用户设定的值(目标值) -  控制对象的当前的状态值 

    比例P :    e(k)

    积分I :   ∑e(i)     误差的累加

    微分D :  e(k) - e(k-1)  这次误差-上次误差

    也就是位置式PID是当前系统的实际位置,与你想要达到的预期位置的偏差,进行PID控制

    因为有误差积分 ∑e(i),一直累加,也就是当前的输出u(k)与过去的所有状态都有关系,用到了误差的累加值;(误差e会有误差累加),输出的u(k)对应的是执行机构的实际位置,,一旦控制输出出错(控制对象的当前的状态值出现问题 ),u(k)的大幅变化会引起系统的大幅变化

    并且位置式PID在积分项达到饱和时,误差仍然会在积分作用下继续累积,一旦误差开始反向变化,系统需要一定时间从饱和区退出,所以在u(k)达到最大和最小时,要停止积分作用,并且要有积分限幅输出限幅

    所以在使用位置式PID时,一般我们直接使用PD控制

    而位置式 PID 适用于执行机构不带积分部件的对象,如舵机和平衡小车的直立和温控系统的控制

     

    结合代码可以很好理解

    typedef struct PID
    { 
      float P,I,D,limit;
    }PID;
    
    typedef struct Error
    {
      float Current_Error;//当前误差
      float Last_Error;//上一次误差
      float Previous_Error;//上上次误差
    }Error;
    
    /*! 
     *  @brief      位置式PID
     *  @since      v1.0
     *  *sptr :误差参数
     *  *pid:  PID参数
     *  NowPlace:当前位置
     *  Point:   预期位置  
     */
    
    // 位置式PID控制
    float PID_Realize(Error *sptr,PID *pid, int32 NowPlace, float Point)
    {
    
    	int32 iError,	// 当前误差
    		 Realize;   //实际输出	
    
    	iError = Point - NowPlace;	// 计算当前误差
    	sptr->Current_Error += pid->I * iError;	// 误差积分
          sptr->Current_Error = sptr->Current_Error > pid->limit?pid->limit:sptr->Current_Error;//积分限幅
          sptr->Current_Error = sptr->Current_Error <-pid->limit?-pid->limit:sptr->Current_Error;
    	Realize = pid->P * iError       //比例P
                + sptr->Current_Error   //积分I
    			+ pid->D * (iError - sptr->Last_Error);  //微分D
    	sptr->Last_Error = iError;		  	// 更新上次误差
    	return Realize;	// 返回实际值
    }

    增量式PID

     

    pid算法中位置型和增量型有什么区别,分析两者优缺点

    比例P :    e(k)-e(k-1)   这次误差-上次误差

    积分I :   e(i)     误差   

    微分D :  e(k) - 2e(k-1)+e(k-2)   这次误差-2*上次误差+上上次误差

     增量式PID根据公式可以很好地看出,一旦确定了 KP、TI  、TD,只要使用前后三次测量值的偏差, 即可由公式求出控制增量

    而得出的控制量▲u(k)对应的是近几次位置误差的增量,而不是对应与实际位置的偏差     没有误差累加

    也就是说,增量式PID中不需要累加。控制增量Δu(k)的确定仅与最近3次的采样值有关,容易通过加权处理获得比较好的控制效果,并且在系统发生问题时,增量式不会严重影响系统的工作

    总结:增量型 PID,是对位置型 PID 取增量,这时控制器输出的是相邻两次采样时刻所计算的位置值
    之差,得到的结果是增量,即在上一次的控制量的基础上需要增加(负值意味减少)控制量。
     

    typedef struct PID
    { 
      float P,I,D,limit;
    }PID;
    typedef struct Error
    {
      float Current_Error;//当前误差
      float Last_Error;//上一次误差
      float Previous_Error;//上上次误差
    }Error;
    
    /*! 
     *  @brief      增量式PID
     *  @since      v1.0
     *  *sptr :误差参数
     *  *pid:  PID参数
     *  NowPlace:实际值
     *  Point:   期望值
     */
    // 增量式PID电机控制
    int32 PID_Increase(Error *sptr, PID *pid, int32 NowPlace, int32 Point)
    {
    
    	int32 iError,	//当前误差
    		Increase;	//最后得出的实际增量
    
    	iError = Point - NowPlace;	// 计算当前误差
    
    	Increase =  pid->P * (iError - sptr->Last_Error)   //比例P
    			  + pid->I * iError      //积分I
    			  + pid->D * (iError - 2 * sptr->Last_Error + sptr->Previous_Error);  //微分D
    	
    	sptr->Previous_Error = sptr->Last_Error;	// 更新前次误差
    	sptr->Last_Error = iError;		  	// 更新上次误差
    	
    	return Increase;	// 返回增量
    }
    

    增量式与位置式区别:

    1增量式算法不需要做累加,控制量增量的确定仅与最近几次偏差采样值有关,计算误差对控制 量计算的影响较小。而位置式算法要用到过去偏差的累加值,容易产生较大的累加误差。 

    2增量式算法得出的是控制量的增量,例如在阀门控制中,只输出阀门开度的变化部分,误动作 影响小,必要时还可通过逻辑判断限制或禁止本次输出,不会严重影响系统的工作。 而位置式的输出直接对应对象的输出,因此对系统影响较大

    3增量式PID控制输出的是控制量增量,并无积分作用,因此该方法适用于执行机构带积分部件的对象,如步进电机等,而位置式PID适用于执行机构不带积分部件的对象,如电液伺服阀。

    4在进行PID控制时,位置式PID需要有积分限幅输出限幅,而增量式PID只需输出限幅

    位置式PID优缺点:

    优点:

    ①位置式PID是一种非递推式算法,可直接控制执行机构(如平衡小车),u(k)的值和执行机构的实际位置(如小车当前角度)是一一对应的,因此在执行机构不带积分部件的对象中可以很好应用

    缺点:

    ①每次输出均与过去的状态有关,计算时要对e(k)进行累加,运算工作量大。

    增量式PID优缺点:

    优点:

    ①误动作时影响小,必要时可用逻辑判断的方法去掉出错数据。
    ②手动/自动切换时冲击小,便于实现无扰动切换。当计算机故障时,仍能保持原值。
    ③算式中不需要累加。控制增量Δu(k)的确定仅与最近3次的采样值有关。


    缺点:

    ①积分截断效应大,有稳态误差;

    ②溢出的影响大。有的被控对象用增量式则不太好;

     

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  • 存储、页存储及段页存储   转载▼   分段存储方式 [百度百科同名词条,下同] 段管理(segmentation),是指把一个程序分成若干个段(segment)进行存储,每个段都...

    段式存储、页式存储及段页式存储

     
      分段式存储方式

    [百度百科同名词条,下同]

    段式管理(segmentation),是指把一个程序分成若干个段(segment)进行存储,每个段都是一个逻辑实体(logical entity),程序员需要知道并使用它。它的产生是与程序的模块化直接有关的。段式管理是通过段表进行的,它包括段号或段名、段起点、装入位、段的长度等。此外还需要主存占用区域表、主存可用区域表。

     

    段式管理原理:

    为了进行段式管理,每道程序在系统中都有一个段(映象)表来存放该道程序各段装入主存的状况信息。段表中的每一项(对应表中的每一行)描述该道程序一个段的基本状况,由若干个字段提供。段名字段用于存放段的名称,段名一般是有其逻辑意义的,也可以转换成用段号指明。由于段号从0开始顺序编号,正好与段表中的行号对应,如2段必是段表中的第3行,这样,段表中就可不设段号(名)字段。装入位字段用来指示该段是否已经调入主存,“1”表示已装入,“0”表示未装入。在程序的执行过程中,各段的装入位随该段是否活跃而动态变化。当装入位为“1”时,地址字段用于表示该段装入主存中起始(绝对)地址,当装入位为“0”时,则无效(有时机器用它表示该段在辅存中的起始地址)。段长字段指明该段的大小,一般以字数或字节数为单位,取决于所用的编址方式。段长字段是用来判断所访问的地址是否越出段界的界限保护检查用的。访问方式字段用来标记该段允许的访问方式,如只读、可写、只能执行等,以提供段的访问方式保护。除此之外,段表中还可以根据需要设置其它的字段。段表本身也是一个段,一般常驻在主存中,也可以存在辅存中,需要时再调入主存。假设系统在主存中最多可同时有N道程序,可设N个段表基址寄存器。对应于每道程序,由基号(程序号)指明使用哪个段表基址寄存器。段表基址寄存器中的段表基址字段指向该道程序的段表在主存中的起始地址。段表长度字段指明该道程序所用段表的行数,即程序的段数。

     

    段式管理怎么执行命令:

    由系统赋给某道程序(用户、进程)一个基号,并在调入调出过程中对有关段表基址寄存器和段表的内容进行记录和修改,所以这些都不用用户程序员来管。某道活跃的程序在执行过程中产生的指令或操作数地址只要与基号组合成系统的程序地址,即可通过查表自动转换成主存的物理地址。分段方法能使大程序分模块编制,从而可以多个程序员并行编程,缩短编程时间,在执行或编译过程中对不断变化的可变长段也便于处理。各个段的修改、增添并不影响其它各段的编制,各用户以段的连接形成的程序空间可以与主存的实际容量无关。分段还便于几道程序共用已在主存内的程序和数据,如编译程序、各种子程序、各种数据和装入程序等。不必在主存中重复存储,只需把它们按段存储,并在几道程序的段表中有公用段的名称及同样的基址值即可。由于各段是按其逻辑特点组合的,容易以段为单位实现存储保护。例如,可以安排成常数段只能读不能写;操作数段只能读或写,不能作为指令执行;子程序段只能执行,不能修改;有的过程段只能执行,不能读也不能写,如此等等。一旦违反规定就中断,这对发现程序设计错误和非法使用是很有用的。段式管理的虚拟存储器由于各个段的长度完全取决于段自身,当然不会恰好如下图那样是1K的整数倍,段在主存中的起点也会是随意的,这就给高效地调入段分配主存区域带来困难。

     

    进行段式管理

    为了进行段式管理,除了系统需要为每道程序分别设置段映象表外,还得由操作系统为整个主存系统建立一个实主存管理表,它包括占用区域表和可用区域表两部分。占用区域表的每一项(行)用来指明主存中哪些区域已被占用,被哪道程序的哪个段占用以及该段在主存的起点和长度。此外,还可以设置诸如该段是否进入主存后被改写过的字段,以便该段由主存中释放时,决定是否还要将其写回到辅存中原先的位置来减少辅助操作。可用区域表的每一项(行)则指明每一个未被占用的基地址和区域大小。当一个段从辅存装入主存时,操作系统就在占用区域表中增加一项,并修改可用区域表。而当一个段从主存中退出时,就将其在占用区域表的项(行)移入可用区域表中,并进行有关它是否可与其它可用区归并的处理,修改可用区域表。当某道程序全部执行结束或者是被优先级更高的程序所取代时,也应将该道程序的全部段的项从占用区域表移入可用区域表并作相应的处理。

     

     

    分页式存储管理

    页式管理是一种内存空间存储管理的技术,页式管理分为静态页式管理和动态页式管理。

     

    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。

    段式存储、页式存储及段页式存储


    段式存储、页式存储及段页式存储

    静态页式管理:

    内存页面分配与回收

    段式存储、页式存储及段页式存储
    段式存储、页式存储及段页式存储

    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。

    页表:内存中的一块固定存储区。页式管理时每个进程至少有一个页表。

    请求表:用来确定作业或进程的虚拟空间的各页在内存中的实际对应位置;

    存储页面表:整个系统有一个存储页面表,其描述了物理内存空间的分配使用状况。

    存储页面表有两种构成方法:

    1、位示图法

    2、空闲页面链表发

    分配算法

    段式存储、页式存储及段页式存储

     

     

    首先,请求表给出进程或作业要求的页面数。然后,由存储页面表检查是否有足够的空闲页面,如果没有,则本次无法分配。如果有则首先分配设置页表,并请求表中的相应表项后,按一定的查找算法搜索出所要求的空闲页面,并将对应的页好填入页表中。

     

    地址变换:

    首先,需要有一个装置页表始址和页表长度用的控制寄存器。系统所调度执行的进程页表始址和长度从请求表中取出送入控制寄存器中。然后,由控制寄存器页表始址可以找到页表所在位置。

    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。

     

    动态页式管理:

    段式存储、页式存储及段页式存储

    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。

    请求页式管理和预调入页式管理在作业或进程开始执行之前,都不把作业或进程的程序段和数据段一次性地全部装入内存,而只装入被认为是经常反复执行和调用的工作区部分。其它部分则在执行过程中动态装入。请求页式管理与预调入页式管理的主要区别在它们的调入方式上。请求页式管理的调入方式是,当需要执行某条指令而又发现它不在内存时或当执行某条指令需要访问其它的数据或指令时.这些指令和数据不在内存中,从而发生缺页中断,系统将外存中相应的页面调入内存。

    预调入方式是,系统对那些在外存中的页进行调入顺序计算。估计出这些页中指令和数据的执行和被访问的顺序,并按此顺序将它们顺次调入和调出内存。除了在调入方式上请求页式管理和预调入管理有些区别之外,其它方面这两种方式基本相同。因此,下面我们主要介绍请求页式管理。

    请求页式管理的地址变换过程与静态页式管理时的相同,也是通过页表查出相应的页面号之后,由页面号与页内相对地址相加而得到实际物理地址,但是,由于请求页式管理只让进程或作业的部分程序和数据驻留在内存中,因此,在执行过程中,不可避免地会出现某些虚页不在内存中的问题。怎样发现这些不在内存中虚页以及怎样处理这种情况.是请求页式管理必须解决的两个基本问题。

    第一个问题可以用扩充页表的方法解决。即与每个虚页号相对应,除了页面号之外,再增设该页是否在内存的中断位以及该页在外存中的副本起始地址。

    段式存储、页式存储及段页式存储

    关于虚页不在内存时的处理,涉及到两个问题。第一,采用何种方式把所缺的页调入内存。第二,如果内存中没有空闲页面时,把调进来的页放在什么地方。也就是说,采用什么样的策略来淘汰已占据内存的页。还有,如果在内存中的某一页被淘汰,且该页曾因程序的执行而被修改,则显然该页是应该重新写到外存上加以保存的。而那些未被访问修改的页、因为外存已保留有相同的副本,写回外存是没有必要的。因此,在页表中还应增加一项以记录该页是否曾被改变。

    在动态页管理的流程中,有关地址变换部分是由硬件自动完成的。当硬件变换机构发现所要求的页不在内存时,产生缺页中断信号,由中断处理程序做出相应的处理。中断处理程序是由软件实现的。除了在没有空闲页面时要按照置换算法选择出被淘汰页面之外,还要从外存读入所需要的虚页。这个过程要启动相应的外存和涉及到文件系统。因此,请求页式管理是一个十分复杂的处理过程,内存的利用率的提高是以牺牲系统开销的代价换来的。

     

    请求页式管理中的置换算法:

    功能:需要调入页面时,选择内存中哪个物理页面被置换。称为replacement policy。

    出发点:把未来不再使用的或短期内较少使用的页面调出,通常只能在局部性原理指导下依据过去的统计数据进行预测。

    页面锁定(frame locking):用于描述必须常驻内存的操作系统的关键部分或时间关键(time-critical)的应用进程。实现方法为在页表中加上锁定标志位(lock bit)。

     

    随机淘汰算法:

    随机淘汰算法(random golongram):在系统设计人员认为无法确定哪些页被访问的概率较低时,随机地选择某个用户的页面并将其换出将是一种明智的作法。

    轮转法和先进先出算法:

    轮转法(RR,round robin)和先进先出算法(FIFO,first in first out):轮转法循回换出内存可用区内一个可以被换出的页,无论该页是刚被换进或已换进内存很长时间。FIFO算法总是选择在内存驻留时间最长的一员将其淘汰。

    FIFO算法认为先调入内存的页不再被访问的可能性要比其它页大,因而选择最先调入内存的页换出。实现FIFO算法需要把各个已分配页面按分配时间顺序链接起来,组成FIFO队列,并设置一置换指针指向FIFO队列的队首页面。这样,当要进行置换时,只需把置换指针所指的FIFO队列前头的页顺次换出,而把换入的页链接在FIFO队尾即可。

    由实验和测试发现FIPO算法和RR算法的内存利用率不高。这是因为,这两种算法都是基于CPU按线性顺序访问地址空间这一假设。事实上,许多时候.CPU不是按线性顺序访问地址空间的。

    Belady现象:一般来说,对于任一作业或进程,如果给它分配的内存页面数越接近于它所要求的页面数,则发生缺页的次数会越少。在极限情况下,这个推论是成立的。因为如果给一个进程分配了它所要求的全部页面,则不会发生缺页现象。但是,使用FIFO算法时,在未给进程或作业分配足它所要求的页面数时,有时会出现分配的页面数增多,缺页次数反而增加的奇怪现象。这种现象称为Belady现象。

    最近最久未使用页面置换算法:

    最近最久未使用页面置换算法(LRU, Least Recently Used):

    选择内存中最久未使用的页面被置换。这是局部性原理的合理近似,性能接近最佳算法。但由于需要记录页面使用时间的先后关系,硬件开销太大。硬件机构如:

    (1) 一个特殊的栈:把被访问的页面移到栈顶,于是栈底的是最久未使用页面。

    (2) 每个页面设立移位寄存器:被访问时左边最高位置1,定期右移并且最高位补0,于是寄存器数值最小的是最久未使用页面。

    比较常用的近似算法有:

    (a) 最不经常使用页面淘汰算法(LFU, Least Frequently Used)

    (b) 最近没有使用页面淘汰(NRU, Not Recently Used)

    理想型淘汰算法:

    理想型淘汰算法(OPT,Optimal Replacement Algorithm)

    该算法淘汰在访问串中将来再也不出现的或是离当前最远的位置上出现的页。它是一种理想化的算法,性能最好,但在实际上难于实现。

     

    存储保护:

    页式管理可以为内存提供两种方式的保护。一种是地址越界保护,另一种是通过页表控制对内存信息的操作方式以提供保护。

    地址越界保护可由地址变换机构中的控制寄存器的值一一页表长度和所要访问的虑地址相比较完成。

    存取控制保护的实现则是在页表中增加相应的保护位即可。

     

    页式管理的优缺点:

    优点:

    1、由于它不要求作业或进程的程序段和数据在内存中连续存放,从而有效地解决了碎片问题。

    2、动态页式管理提供了内存和外存统一管理的虚存实现方式,使用户可以利用的存储空间大大增加。这既提高了主存的利用纽,又有利于组织多道程序执行。

    缺点:

    1、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。

    2、增加了系统开销,例如缺页中断处理机,

    3、请求调页的算法如选择不当,有可能产生抖动现象。

    4、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。

     

     

    段页式存储管理方式:

    基本原理

    段页式系统的基本原理,是基本分段存储管理方式和基本分页存储管理方式原理的结合,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。下图示出了一个作业的地址空间和地址结构。

    段式存储、页式存储及段页式存储

    该作业有三个段,页面大小为4 KB。在段页式系统中,其地址结构由段号、段内页号及页内地址三部分所组成,如下图所示。 

    段式存储、页式存储及段页式存储

      

    地址变换过程:

    在段页式系统中,为了便于实现地址变换,须配置一个段表寄存器,其中存放段表始址和段表长TL。进行地址变换时,首先利用段号S,将它与段表长TL进行比较。若S

    段式存储、页式存储及段页式存储

    在段页式系统中,为了获得一条指令或数据,须三次访问内存。第一次访问是访问内存中的段表,从中取得页表始址;第二次访问是访问内存中的页表,从中取出该页所在的物理块号,并将该块号与页内地址一起形成指令或数据的物理地址;第三次访问才是真正从第二次访问所得的地址中,取出指令或数据。

    显然,这使访问内存的次数增加了近两倍。为了提高执行速度,在地址变换机构中增设一个高速缓冲寄存器。每次访问它时,都须同时利用段号和页号去检索高速缓存,若找到匹配的表项,便可从中得到相应页的物理块号,用来与页内地址一起形成物理地址;若未找到匹配表项,则仍须再三次访问内存。

     

     

    区别及优缺点

    虚拟存储器可以分为两类:页式和段式。页式虚拟存储器把空间划分为大小相同的块,称为页面。而段式虚拟存储器则把空间划分为可变长的块,称为段。页面是对空间的机械划分,而段则往往是按程序的逻辑意义进行划分。
      页式存储管理的优点是页表对程序员来说是透明的,地址变换快,调入操作简单;缺点是各页不是程序的独立模块,不便于实现程序和数据的保护。
      段式存储管理的优点是消除了内存零头,易于实现存储保护,便于程序动态装配;缺点是调入操作复杂,地址变换速度慢于页式存储管理。

    展开全文
  • //基姆拉尔森计算公式根据日期判断星期 void CalculateWeekDay(int y, int m,int d){ if(m==1||m==2) m+=12,y--; int iWeek = (d+2*m+3*(m+1)/5+y+y/4-y/100+y/400)%7; switch(iWeek){ case 0: printf("星期...




    //基姆拉尔森计算公式根据日期判断星期几
    void CalculateWeekDay(int y, int m,int d){
    	if(m==1||m==2) m+=12,y--;
    	int iWeek = (d+2*m+3*(m+1)/5+y+y/4-y/100+y/400)%7;
    	switch(iWeek){
    		case 0: printf("星期一\n"); break;
         	case 1: printf("星期二\n"); break;
         	case 2: printf("星期三\n"); break;
         	case 3: printf("星期四\n"); break;
         	case 4: printf("星期五\n"); break;
         	case 5: printf("星期六\n"); break;
         	case 6: printf("星期日\n"); break;
    	}
    }
    int main()
    {
    	CalculateWeekDay(2015,9,17);
    	return 0;
    }




    C语言根据日期判断星期几(使用基姆拉尔森计算公式)

    算法如下:
    基姆拉尔森计算公式
    W= (d+2*m+3*(m+1)/5+y+y/4-y/100+y/400) mod 7

    在公式中d表示日期中的日数,m表示月份数,y表示年数。

    注意:在公式中有个与其他公式不同的地方:

    把一月和二月看成是上一年的十三月和十四月,例:如果是2004-1-10则换算成:2003-13-10来代入公式计算。
    以公元元年为参考,公元元年1月1日为星期一</PRE><PRE>程序如下:

    #include "stdio.h"

    void CaculateWeekDay(int y,int m, int d)
    {
        if(m==1||m==2) {
            m+=12;
            y--;
        }
        int iWeek=(d+2*m+3*(m+1)/5+y+y/4-y/100+y/400)%7;
        switch(iWeek)
        {
        case 0: printf("星期一\n"); break;
        case 1: printf("星期二\n"); break;
        case 2: printf("星期三\n"); break;
        case 3: printf("星期四\n"); break;
        case 4: printf("星期五\n"); break;
        case 5: printf("星期六\n"); break;
        case 6: printf("星期日\n"); break;
        }
    }
    void main()
    {
        int year=0,month=0,day=0;
        printf("请输入日期:\n格式为:1900,1,1\n");
        char temp = '1';
        while (temp != '0')
        {
            scanf("%d,%d,%d",&amp;year,&amp;month,&amp;day);
            scanf("%c",&amp;temp);
            CaculateWeekDay(year,month,day);
            printf("输入0退出,其他继续:");
            scanf("%c",&amp;temp);
        }
    }

    运行效果:
    请输入日期:
    格式为:1900,1,1
    2008,4,29
    星期二
    输入0退出,其他继续:d
    2008,1,1
    星期二
    输入0退出,其他继续:l
    2008,8,8
    星期五
    输入0退出,其他继续:0
    请按任意键继续. . .

    编者注:用来算现在真实日期的星期是没有问题的。原理是根据已知公元1年1月1日的星期数来推算。如果在你的题目中约定了某天是星期几,你要注意那天的星期是否跟真实的星期相同,如果不同,需要考虑相差几天!



    如果大家觉得不够过瘾,可以看看以下该公式的推导过程,让大家对历法有个更深刻的认识

    下面我们完全按自己的思路由简单到复杂一步步进行推导……   
        
      推导之前,先作两项规定:   
      ①用   y,   m,   d,   w   分别表示   年   月   日   星期(w=0-6   代表星期日-星期六   
      ②我们从   公元0年1月1日星期日   开始   
        
        
      一、只考虑最开始的   7   天,即   d   =   1---7   变换到   w   =   0---6   
              很直观的得到:   
              w   =   d-1   
        
      二、扩展到整个1月份   
              模7的概念大家都知道了,也没什么好多说的。不过也可以从我们平常用的日历中看出来,在周历里边每列都是一个按7增长的等差数列,如1、8、15、22的星期都是相同的。所以得到整个1月的公式如下:   
              w   =   (d-1)   %   7     ---------   公式⑴   
        
      三、按年扩展   
              由于按月扩展比较麻烦,所以将年扩展放在前面说   
        
              ①   我们不考虑闰年,假设每一年都是   365   天。由于365是7的52倍多1天,所以每一年的第一天和最后一天星期是相同的。   
              也就是说下一年的第一天与上一年的第一天星期滞后一天。这是个重要的结论,每过一年,公式⑴会有一天的误差,由于我们是从0年开始的,所以只须要简单的加上年就可以修正扩展年引起的误差,得到公式如下:   
              w   =   (d-1   +   y)   %   7     
        
              ②   将闰年考虑进去   
              每个闰年会多出一天,会使后面的年份产生一天的误差。如我们要计算2005年1月1日星期几,就要考虑前面的已经过的2004年中有多少个闰年,将这个误差加上就可以正确的计算了。   
              根据闰年的定义(能被4整但不能被100整除或能被400整),得到计算闰年的个数的算式:y/4   -   y/100   +   y/400。   
              由于我们要计算的是当前要计算的年之前的闰年数,所以要将年减1,得到了如下的公式:   
              w   =   [d-1+y   +   (y-1)/4-(y-1)/100+(y-1)/400]   %   7   -----公式⑵   
        
              现在,我们得到了按年扩展的公式⑵,用这个公式可以计算任一年的1月份的星期   
        
      四、扩展到其它月   
              考虑这个问题颇费了一翻脑筋,后来还是按前面的方法大胆假才找到突破口。   
        
              ①现在我们假设每个月都是28天,且不考虑闰年   
              有了这个假设,计算星期就太简单了,因为28正好是7的整数倍,每个月的星期都是一样的,公式⑵对任一个月都适用   :)   
        
              ②但假设终究是假设,首先1月就不是28天,这将会造成2月份的计算误差。1月份比28天要多出3天,就是说公式⑵的基础上,2月份的星期应该推后3天。   
              而对3月份来说,推后也是3天(2月正好28天,对3月的计算没有影响)。   
              依此类推,每个月的计算要将前面几个月的累计误差加上。   
              要注意的是误差只影响后面月的计算,因为12月已是最后一个月,所以不用考虑12月的误差天数,同理,1月份的误差天数是0,因为前面没有月份影响它。   
        
              由此,想到建立一个误差表来修正每个月的计算。   
      ==================================================   
      月     误差   累计     模7   
      1       3         0           0   
      2       0         3           3   
      3       3         3           3   
      4       2         6           6   
      5       3         8           1   
      6       2         11         4   
      7       3         13         6   
      8       3         16         2   
      9       2         19         5   
      10     3         21         0   
      11     2         24         3   
      12     -         26         5   
              (闰年时2月会有一天的误差,但我们现在不考虑)   
      ==================================================   
        
              我们将最后的误差表用一个数组存放   
              在公式⑵的基础上可以得到扩展到其它月的公式   
        
              e[]   =   {0,3,3,6,1,4,6,2,5,0,3,5}   
              w   =   [d-1+y   +   e[m-1]   +   (y-1)/4-(y-1)/100+(y-1)/400]   %   7   --公式⑶   
        
              ③上面的误差表我们没有考虑闰年,如果是闰年,2月会一天的误差,会对后面的3-12月的计算产生影响,对此,我们暂时在编程时来修正这种情况,增加的限定条件是如果当年是闰年,且计算的月在2月以后,需要加上一天的误差。大概代码是这样的:   
                
              w   =   (d-1   +   y   +   e[m-1]   +   (y-1)/4   -   (y-1)/100   +   (y-1)/400);   
              if(m>2   &&   (y%4==0   &&   y%100!=0   ||   y%400==0)   &&   y!=0)   
                      ++w;   
              w   %=   7;   
                
              现在,已经可以正确的计算任一天的星期了。   
              注意:0年不是闰年,虽然现在大都不用这个条件,但我们因从公元0年开始计算,所以这个条件是不能少的。   
        
              ④   改进   
              公式⑶中,计算闰年数的子项   (y-1)/4-(y-1)/100+(y-1)/400   没有包含当年,如果将当年包含进去,则实现了如果当年是闰年,w   自动加1。   
              由此带来的影响是如果当年是闰年,1,2月份的计算会多一天误差,我们同样在编程时修正。则代码如下   
                
              w   =   (d-1   +   y   +   e[m-1]   +   y/4   -   y/100   +   y/400);   ----   公式⑷   
              if(m<3   &&   (y%4==0   &&   y%100!=0   ||   y%400==0)   &&   y!=0)   
                      --w;   
              w   %=   7;   
                
              与前一段代码相比,我们简化了   w   的计算部分。   
              实际上还可以进一步将常数   -1   合并到误差表中,但我们暂时先不这样做。   
                
              至此,我们得到了一个阶段性的算法,可以计算任一天的星期了。   
        
      public   class   Week   {   
              public   static   void   main(String[]   args){   
                      int   y   =   2005;   
                      int   m   =   4;   
                      int   d   =   25;   
                        
                      int   e[]   =   new   int[]{0,3,3,6,1,4,6,2,5,0,3,5};   
                      int   w   =   (d-1+e[m-1]+y+(y>>2)-y/100+y/400);   
                      if(m<3   &&   ((y&3)==0   &&   y%100!=0   ||   y%400==0)   &&   y!=0){   
                              --w;   
                      }   
                      w   %=   7;   
                        
                      System.out.println(w);   
              }   
      }   
    
    五、简化   
              现在我们推导出了自己的计算星期的算法了,但还不能称之为公式。   
              所谓公式,应该给定年月日后可以手工算出星期几的,但我们现在的算法需要记住一个误差表才能进行计算,所以只能称为一种算法,还不是公式。   
              下面,我们试图消掉这个误差表……   
        
              =============================   
              消除闰年判断的条件表达式   
              =============================   
        
              由于闰年在2月份产生的误差,影响的是后面的月份计算。如果2月是排在一年的最后的话,它就不能对其它月份的计算产生影响了。可能已经有人联想到了文章开头的公式中为什么1,2月转换为上年的13,14月计算了吧   :)   
        
              就是这个思想了,我们也将1,2月当作上一年的13,14月来看待。   
              由此会产生两个问题需要解决:   
              1>一年的第一天是3月1日了,我们要对   w   的计算公式重新推导   
              2>误差表也发生了变化,需要得新计算   
        
              ①推导   w   计算式   
                  1>   用前面的算法算出   0年3月1日是星期3   
                        前7天,   d   =   1---7     ===>     w   =   3----2   
                        得到   w   =   (d+2)   %   7   
                        此式同样适用于整个三月份   
                  2>   扩展到每一年的三月份   
                        [d   +   2   +   y   +   (y-1)/4   -   (y-1)/100   +   (y-1)/400]   %   7   
        
              ②误差表   
      ==================================================   
      月     误差   累计     模7   
      3       3         0           0   
      4       2         3           3   
      5       3         5           5   
      6       2         8           1   
      7       3         10         3   
      8       3         13         6   
      9       2         16         2   
      10     3         18         4   
      11     2         21         0   
      12     3         23         2   
      13     3         26         5   
      14     -         29         1   
      ==================================================   
        
              ③得到扩展到其它月的公式   
              e[]   =   {0,3,5,1,3,6,2,4,0,2,5,1}   
              w   =   [d+2   +   e[m-3]   +y+(y-1)/4-(y-1)/100+(y-1)/400]   %   7   
              (3   <=   m   <=   14)   
        
              我们还是将   y-1   的式子进行简化   
              w   =   [d+2   +   e[m-3]   +y+y/4-y/100+y/400]   %   7   
              (3   <=   m   <=   14)   
        
              这个式子如果当年是闰年,会告成多1的误差   
              但我们将1,2月变换到上一年的13,14月,年份要减1,所以这个误差会自动消除,所以得到下面的算法:   
        
              int   e[]   =   new   int[]{0,3,5,1,3,6,2,4,0,2,5,1};   
              if(m   <   3)   {   
                      m   +=   12;   
                      --y;   
              }   
              int   w   =   (d+2   +   e[m-3]   +y+(y/4)-y/100+y/400)   %   7;   -----公式⑸   
        
              我们可以看到公式⑸与公式⑷几乎是一样的,仅仅是误差天和一个常数的差别   
              常数的区别是由起始日期的星期不同引起的,0年1月1日星期日,0年3日1日星期三,有三天的差别,所以常数也从   -1   变成了   2。   
        
              现在,我们成功的消除了繁琐的闰年条件判断。   
        
        
              =============================   
              消除误差表   
              =============================   
              假如存在一种m到e的函数映射关系,使得   
                      e[m-3]   =   f(m)   
              则我们就可以用   f(m)   取代公式⑸中的子项   e[m-3],也就消除了误差表。   
        
              由于误差表只有12个项,且每一项都可以加减   7n   进行调整,这个函数关系是可以拼凑出来的。但是这个过程可能是极其枯燥无味的,我现在不想自己去推导它,我要利用前人的成果。所谓前人栽树,后人乘凉嘛   :)   
        
              文章开头开出的公式中的   2*m+3*(m+1)/5   这个子项引起了我的兴趣   
        
              经过多次试试验,我运行下面的代码   
        
              for(m=1;   m<=14;   ++m)   
                      System.out.print((-1+2*m+3*(m+1)/5)%7   +   "   ");   
              System.out.println();   
        
              天哪,输出结果与我的误差表不谋而合,成功了,哈哈   
        
              2   4   0   3   5   1   3   6   2   4   0   2   5   1   
              Press   any   key   to   continue...   
        
              上面就是输出结果,看它后面的12项,与我的误差表完全吻合!!!   
        
              现在就简单的,将   f(m)   =   -1   +   2*m   +   3*(m+1)/5   代入公式⑸,得到   
        
              w   =   (d+1+2*m+3*(m+1)/5+y+(y/4)-y/100+y/400)   %   7   ----公式6   
              约束条件:   m=1,m=2   时   m=m+12,y=y-1;   
        
              现在,我们得到了通用的计算星期的公式,并且“完全”是按自己的思想推导出来的(那个函数映射关系不算),只要理解了这个推导的步骤,即使有一天忘记了这个公式,也可以重新推导出来!   
        
              可能有人会注意到公式⑹与文章开头的公式相差一个常数   1,这是因为原公式使用数字0--6表示星期一到星期日,而我用0--6表示星期日到星期六。实际上是一样,你可以改成任意你喜欢的表示方法,只需改变这个常数就可以了。   
        
        
      六、验证公式的正确性。   
        
              一个月中的日期是连续的,只要有一天对的,模7的关系就不会错,所以一个月中只须验证一天就可以了,一天需要验12天。由于扩展到年和月只跟是否闰年有关系,就是说至少要验证一个平年和一个闰年,也就是最少得验证24次。   
              我选择了   2005   年和   2008   年,验证每个月的1号。   
      测试代码如下:   
        
      class   test   {   
              public   int   GetWeek(int   y,   int   m,   int   d)   {   
                      if(m<3)   {   
                              m   +=   12;   
                              --y;   
                      }   
                      int   w   =   (d+1+2*m+3*(m+1)/5+y+(y>>2)-y/100+y/400)   %   7;   
                      return   w;   
              }   
      }   
        
      public   class   Week   {   
              public   static   void   main(String[]   args){   
                      int   y   =   2005;   
                      int   m   =   1;   
                      int   d   =   1;   
                        
                      test   t   =   new   test();   
                      String   week[]   =   new   String[]{   
                              "星期日","星期一","星期二","星期三","星期四","星期五","星期六"   
                      };   
                        
                      for(y=2005;   y<=2008;   y+=3)   {   
                              for(m=1;   m<=12;   ++m)   {   
                                      String   str   =   y   +   "-"   +   m   +   "-"   +   d   +   "\t"   +   week[t.GetWeek(y,m,d)];   
                                      System.out.println(str);   
                              }   
                      }   
              }   
      }   
      查万年历,检查程序的输出,完全正确。   
        
      七、后话   
        
              我们这个公式的推导是以0年3月1日为基础的,对该日以后的日期都是可以计算的。但是否可以扩展到公元前(1,2已属于公元前1年的13,14月了)呢?   
        
              虽然我对0年1月和2月、以及公元前1年(令y=-1)的12月作了验证是正确的,但我在推导这个公式时并未想到将其扩展到公元前,所以上面的推导过程没有足够理论依据可以证明其适用于公元前。(负数的取模在不同的编译器如C++中好象处理并不完全正确)。   
        
              另外一有点是对于0年是否存在的争议,一种折中的说法是0年存在,但什么也没有发生,其持续时间为0。还有在罗马的格利戈里历法中有10天是不存的(1582年10月5日至14持续时间为0),英国的历法中有11天(1752年9月3日至13日)是不存在的。感兴趣的朋友可以看看这里:   
             
        
              但是我们做的是数字计算,不管那一天是否存在,持续的时间是24小时还是23小时甚至是0小时,只要那个号码存在,就有一个星期与之对应。所以这个公式仍然是适用的。   
              如果要计算的是时间段,就必须考虑这个问题了。
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