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操作系统习题(有答案)

gecimao 发表于 2019-04-24 19:51 | 查看: | 回复:

  1.计算机由 硬件 系统和 软件 系统两个部分组成,它们构成了一个完整的计算机系统。

  3.操作系统是在 裸机 上加载的第一层软件,是对计算机硬件系统功能的 首次 扩充。

  4.操作系统的基本功能是 处理机(包含作业) 管理、 存储 管理、 设备 管理和 文件 管理。

  5.在分时和批处理系统结合的操作系统中引入前台和后台作业的概念,其目的是改善系统功能,提高处理能力 。

  6.分时系统的主要特征为 多路性 、 交互性 、 独立性 和 及时性 。

  7.实时系统与分时以及批处理系统的主要区别是 高及时性 和 高可靠性 。

  8.若一个操作系统具有很强的交互性,可同时供多个用户使用,则是 分时 操作系统。

  9.如果一个操作系统在用户提交作业后,不提供交互能力,只追求计算机资源的利用率、大吞吐量和作业流程的自动化,则属于批处理 操作系统。

  10.采用多道程序设计技术,能充分发挥 CPU 和 外部设备并行工作的能力。

  1.什么是多道程序设计技术?它对操作系统的形成起到什么作用?

  答:所谓多道程序设计技术,即是通过软件的手段,允许在计算机内存中同时存放几道相互独立的作业程序,让它们对系统中的资源进行共享和竞争,以使系统中的各种资源尽可能地满负荷工作,从而提高整个计算机系统的使用效率。基于这种考虑,计算机科学家开始把CPU、存储器、外部设备以及各种软件都视为计算机系统的资源,并逐步设计出一种软件来管理这些资源,不仅使它们能够得到合理地使用,而且还要高效地使用。具有这种功能的软件就是操作系统。所以,多道程序设计的出现,加快了操作系统的诞生。

  答:拿操作系统来说,它是在裸机上加载的第一层软件,是对计算机硬件系统功能的首次扩充。从用户的角度看,计算机配置了操作系统后,由于操作系统隐蔽了硬件的复杂细节,用户会感到机器使用起来更方便、容易了。这样,通过操作系统的作用使展现在用户面前的是一台功能经过扩展了的机器。这台机器不是硬件搭建成的,现实生活中并不存在具有这种功能的真实机器,它只是用户的一种感觉而已。所以,就把这样的机器称为虚拟机。

  3.对于分时系统,怎样理解从宏观上看,多个用户同时工作,共享系统的资源;从微观上看,各终端程序是轮流运行一个时间片?

  答:在分时系统中,系统把CPU时间划分成许多时间片,每个终端用户可以使用由一个时间片规定的CPU时间,多个用户终端就轮流地使用CPU。这样的效果是每个终端都开始了自己的工作,得到了及时的响应。也就是说,从宏观上看,多个用户同时工作,共享系统的资源。但实际上,CPU在每一时刻只为一个终端服务,即从微观上看,各终端程序是轮流运行一个时间片。

  1.进程在执行过程中有3种基本状态,它们是 运行 态、 就绪 态和阻塞 态。

  2.系统中一个进程由 程序 、 数据集合 和 进程控制块(PCB)三部分组成。

  3.在多道程序设计系统中,进程是一个 动 态概念,程序是一个 静 态概念。

  4.在一个单CPU系统中,若有5个用户进程。假设当前系统为用户态,则处于就绪状态的用户进程最多有 4 个,最少有 0 个。

  注意,题目里给出的是假设当前系统为用户态,这表明现在有一个进程处于运行状态,因此最多有4个进程处于就绪态。也可能除一个在运行外,其他4个都处于阻塞。这时,处于就绪的进程一个也没有。

  7.为了使系统的各种资源得到均衡使用,进行作业调度时,应该注意 CPU忙碌 作业和 I/O忙碌 作业的搭配。

  9.作业被系统接纳后到运行完毕,一般还需要经历 后备 、 运行 和 完成 三个阶段。

  10.假定一个系统中的所有作业同时到达,那么使作业平均周转时间为最小的作业调度算法是 短作业优先 调度算法。

  1.在多道程序设计系统中,如何理解内存中的多个程序的执行过程交织在一起,大家都在走走停停这样一个现象?

  答:在多道程序设计系统中,内存中存放多个程序,它们以交替的方式使用CPU。因此,从宏观上看,这些程序都开始了自己的工作。但由于CPU只有一个,在任何时刻CPU只能执行一个进程程序。所以这些进程程序的执行过程是交织在一起的。也就是说,从微观上看,每一个进程一会儿在向前走,一会儿又停步不前,处于一种走走停停的状态之中。

  答:特权指令和访管指令都是CPU指令系统中的指令,只是前者是一些只能在管态下执行的指令,后者是一条只能在目态下执行的指令。原语和系统调用命令都是操作系统中的功能程序,只是前者执行时不能被其他程序所打断,后者没有这个要求。操作系统中有些系统调用命令是以原语的形式出现的,例如创建进程就是一条原语式的系统调用命令。但并不是所有系统调用命令都是原语。因为如果那样的话,整个系统的并发性就不可能得到充分地发挥。

  答:编译程序总是把源程序中的系统调用命令改写成为一条访管指令和相应的参数。这样在程序实际被执行时,就通过访管指令进入操作系统,达到调用操作系统功能子程序的目的。

  答:系统调用是指在用户程序中调用操作系统提供的功能子程序;一般的过程调用是指在一个程序中调用另一个程序。因此它们之间有如下三点区别。

  (1)一般的过程调用,调用者与被调用者都运行在相同的CPU状态,即或都处于目态(用户程序调用用户程序),或都处于管态(系统程序调用系统程序);但发生系统调用时,发出调用命令的调用者运行在目态,而被调用的对象则运行在管态,即调用者与被调用者运行在不同的CPU状态。

  (2)一般的过程调用,是直接通过转移指令转向被调用的程序;但发生系统调用时,只能通过访管指令提供的一个统一的入口,由目态进入管态,经分析后,才转向相应的操作系统命令处理程序。

  (3)一般的过程调用,在被调用者执行完后,就径直返回断点继续执行;但系统调用可能会导致进程状态的变化,从而引起系统重新分配处理机。因此,系统调用处理结束后,不一定是返回调用者断点处继续执行。

  (3)将新建进程设置为就绪状态,并按照所采用的调度算法,把PCB排入就绪队列中。

  6.处于阻塞状态的一个进程,它所等待的事件发生时,就把它的状态由阻塞改变为就绪,让它到就绪队列里排队,为什么不直接将它投入运行呢?

  答:只要是涉及管理,就应该有管理的规则,没有规则就不成方圆。如果处于阻塞状态的一个进程,在它所等待的事件发生时就径直将它投入运行(也就是把CPU从当前运行进程的手中抢夺过来),那么系统就无法控制对CPU这种资源的管理和使用,进而也就失去了设置操作系统的作用。所以,阻塞状态的进程在它所等待的事件发生时,必须先进入就绪队列,然后再去考虑它使用CPU的问题。

  答:作业调度和进程调度(即CPU调度)都涉及到CPU的分配。但作业调度只是选择参加CPU竞争的作业,它并不具体分配CPU。而进程调度是在作业调度完成选择后的基础上,把CPU真正分配给某一个具体的进程使用。

  8.系统中的各种进程队列都是由进程的PCB链接而成的。当一个进程的状态从阻塞变为就绪状态时,它的PCB从哪个队列移到哪个队列?它所对应的程序也要跟着移来移去吗?为什么?

  答:当一个进程的状态从阻塞变为就绪时,它的PCB就从原先在的阻塞队列移到就绪队列里。在把进程的PCB从这个队列移到另一个队列时,只是移动进程的PCB,进程所对应的程序是不动的。这是因为在进程的PCB里,总是记录有它的程序的断点信息。知道了断点的信息,就能够知道程序当前应该从哪里开始往下执行了。这正是保护现场所起的作用。

  9.为什么说响应比高者优先作业调度算法是对先来先服务以及短作业优先这两种调度算法的折中?

  答: 先来先服务的作业调度算法,重点考虑的是作业在后备作业队列里的等待时间,因此对短作业不利;短作业优先的作业调度算法,重点考虑的是作业所需的CPU时间(当然,这个时间是用户自己估计的),因此对长作业不利。响应比高者优先作业调度算法,总是在需要调度时,考虑作业已经等待的时间和所需运行时间之比,即:

  不难看出,这个比值的分母是一个不变的量。随着时间的推移,一个作业的已等待时间会不断发生变化,也就是分子在不断地变化。显然,短作业比较容易获得较高的响应比。这是因为它的分母较小,只要稍加等待,整个比值就会很快上升。另一方面,长作业的分母虽然很大,但随着它等待时间的增加,比值也会逐渐上升,从而获得较高的响应比。根据这种分析,可见响应比高者优先的作业调度算法,既照顾到了短作业的利益,也照顾到了长作业的利益,是对先来先服务以及短作业优先这两种调度算法的一种折中。

  答:短作业优先调度算法只有在所有作业同时到达后备作业队列时,才能得到最小的平均周转时间。如果各作业不是同时到达,这个结论是不成立的。可以用反例说明,例如,教材上举有如下例子:考虑有5个作业A到E,运行时间分别是2、4、1、1、1;到达时间分别是0、0、3、3、3。按照短作业优先的原则,最初只有A和B可以参与选择,因为其他3个还没有到达。于是,运行顺序应该是A、B、C、D、E。它们每个的周转时间分别是2、6、4、5、6,平均周转时间是4.6。但如果按照顺序B、C、D、E、A来调度,它们每一个的周转时间成为9、4、2、3、4,平均周转时间是4.4。结果比短作业优先调度算法好。之所以会这样,就是因为这5个作业并没有同时到达。

  分别采用先来先服务和短作业优先作业调度算法。试问它们的平均周转时间各是什么?你是否还可以给出一种更好的调度算法,使其平均周转时间优于这两种调度算法?

  这时,作业的调度顺序是123。其平均周转时间为:

  这里要注意,在作业1运行完毕进行作业调度时,作业2和3都已经到达。由于是实行短作业优先作业调度算法,因此先调度作业3运行,最后调度作业2运行。所以,这时的作业调度顺序是132。其平均周转时间为:

  (3)还可以有更好的作业调度算法,使其平均周转时间优于这两种调度算法。例如,如果知道在作业1后面会来两个短作业,那么作业1到达后,先不投入运行。而是等所有作业到齐后,再按照短作业优先作业调度算法进行调度,具体实施过程如下。

  这时的作业调度顺序是321。其平均周转时间为:

  分别采用先来先服务和短作业优先作业调度算法。试问它们的调度顺序、作业周转时间以及平均周转时间各是什么?

  系统确定在它们全部到达后,开始采用响应比高者优先调度算法,并忽略系统调度时间。试问对它们的调度顺序是什么?各自的周转时间是多少?

  因此,最先应该调度作业2运行,因为它的响应比最高。它运行了0.4后完成,这时的时间是9.9。再计算作业1和3此时的响应比:

  因此,第二个应该调度作业1运行,因为它的响应比最高。它运行了1.5后完成,这时的时间是11.4。第三个调度的是作业3,它运行了1.0后完成,这时的时间是12.4。整个实施过程如下。

  作业的调度顺序是213。各自的周转时间为:作业1为0.9;作业2为2.6;作业3为2.9。

  1.将作业相对地址空间的相对地址转换成内存中的绝对地址的过程称为 地址重定位 。

  3.存储管理中,对存储空间的浪费是以 内部碎片 和 外部碎片 两种形式表现出来的。

  5.在可变分区存储管理中采用最佳适应算法时,最好按 尺寸 法来组织空闲分区链表。

  8.在分页式存储管理中,如果页面置换算法选择不当,则会使系统出现 抖动 现象。

  9.在请求分页式存储管理中采用先进先出(FIFO)页面淘汰算法时,增加分配给作业的块数时,缺页中断 的次数有可能会增加。

  2.采用先进先出页面淘汰算法的系统中,一进程在内存占3块(开始为空),页面访问序列为1、2、3、4、1、2、5、1、2、3、4、5、6。运行时会产生 D 次缺页中断。

  从图3-8中的缺页计数栏里可以看出应该选择D。

  3.系统出现抖动现象的主要原因是由于 A 引起的。

  5.作业在执行中发生了缺页中断,那么经中断处理后,应返回执行 B 指令。

  若页的大小为4KB,则地址转换机构将相对地址0转换成的物理地址是 A 。

  注意,相对地址0肯定是第0页的第0个字节。查页表可知第0页存放在内存的第2块。现在块的尺寸是4KB,因此第2块的起始地址为8192。故相对地址0所对应的绝对地址(即物理地址)是8192。

  答:所谓内部碎片,是指系统已经分配给用户使用、用户自己没有用到的那部分存储空间;所谓外部碎片,是指系统无法把它分配出去供用户使用的那部分存储空间。对于教材而言,单一连续区存储管理、固定分区存储管理、分页式存储管理和请求页式存储管理都会出现内部碎片。只是前两种存储管理造成的内部碎片比较大,浪费较为严重;后两种页式存储管理,平均来说每个作业都会出现半页的内部碎片。教材中,只有可变分区存储管理会产生外部碎片。

  答:静态重定位是一种通过软件来完成的地址重定位技术。它在程序装入内存时,完成对程序指令中地址的调整。因此,程序经过静态重定位以后,在内存中就不能移动了。如果要移动,就必须重新进行地址重定位。

  动态重定位是一种通过硬件支持完成的地址重定位技术。作业程序被原封不动地装入内存。只有到执行某条指令时,硬件地址转换机构才对它里面的地址进行转换。正因为如此,实行动态重定位的系统,作业程序可以在内存里移动。也就是说,作业程序在内存中是可浮动的。

  3.一个虚拟地址结构用24个二进制位表示。其中12个二进制位表示页面尺寸。试问这种虚拟地址空间总共多少页?每页的尺寸是多少?

  答:如下图所示,由于虚拟地址中是用12个二进制位表示页面尺寸(即页内位移),所以虚拟地址空间中表示页号的也是12个二进制位。这样,这种虚拟地址空间总共有:

  答:虚拟存储器实际是一种存储扩充技术。它把作业程序存放在辅助存储器里,运行时只装入程序的一部分。遇到不在内存的程序时,再把所需要的部分装入。这样在内存和辅存之间调入、调出的做法,使用户的作业地址空间无需顾及内存的大小。给用户造成的印象是,无论程序有多大,它在这个系统上都可以运行。这种以辅助存储器作为后援的虚幻存储器,就称为虚拟存储器。虚拟存储器的大小是由系统的地址结构确定的。

  答:请求分页式存储管理的基本思想是:操作系统按照存储块的尺寸,把用户作业地址空间划分成页,全部存放在磁盘上。作业运行时,只先装入若干页。运行过程中遇到不在内存的页时,操作系统就把它从磁盘调入内存。这样一来,用户的作业地址空间无需顾及内存的大小。这与虚拟存储器的思想是完全吻合的。所以,请求分页式存储管理能够向用户提供虚拟存储器。

  答:在分页式或请求页式存储管理中,通常是利用内存储器构成页表的。当CPU执行到某条指令、要对内存中的某一地址访问时,因为这个地址是相对地址,所以先要根据这个地址所在的页号去查页表(访问一次内存),然后才能由所形成的绝对地址去真正执行指令(第二次访问内存)。可见,由于页表在内存,降低了CPU的访问速度。

  为了提高相对地址到绝对地址的变换速度,人们想到用一组快速寄存器来代替页表。这时查页表是以并行的方式进行,立即就能输出与该页号匹配的块号,这样做无疑比内存式的页表要快得多。但是,快速寄存器的价格昂贵,由它来组成整个页表是不可取的。考虑到程序运行时具有局部性,因此实际系统中总是一方面采用内存页表、另一方面用极少几个快速寄存器组成快表来共同完成地址的变换工作。这时的地址变换过程,如教材中的图3-22所示。

  答:在请求页式存储管理中,当根据虚拟地址查页表而发现所要访问的页不在内存时,就会产生缺页中断。系统响应中断后,就由操作系统到辅存把所需要的页读入内存。这时,内存可能有空闲的块,也可能没有。只有当内存中没有空闲块时,才会出现将内存现有页面淘汰出去的问题,即要进行页面淘汰。所以,缺页中断和页面淘汰之间的关系是:页面淘汰一定是由缺页中断所引起;但缺页中断则不一定引起页面淘汰。

  答:在计算机系统中,由于某些事件的出现,打断了当前程序的运行,而使CPU去处理出现的事件,这称为中断。通常,计算机的硬件结构都是在执行完一条指令后,去检查有无中断事件发生的。如果有,那么就暂停当前程序的运行,而让CPU去执行操作系统的中断处理程序,这叫中断响应。CPU在处理完中断后,如果不需要对CPU重新进行分配,那么就返回被中断进程的程序继续运行;如果需要进行CPU的重新分配,那么操作系统就会去调度新进程。

  (1)两种中断产生的时刻不同:缺页中断是在执行一条指令中间时产生的中断,并立即转去处理;而一般中断则是在一条指令执行完毕后,当硬件中断装置发现有中断请求时才去响应和处理。

  (2)处理完毕后的归属不同:缺页中断处理完后,仍返回到原指令去重新执行,因为那条指令并未执行;而一般中断则是或返回到被中断进程的下一条指令去执行,因为上一条指令已经执行完了,或重新调度,去执行别的进程程序。

  9.怎样理解把相对地址划分成数对:(页号,页内位移)的过程对于用户是透明的?

  答:在操作系统中,所谓透明,即指用户不知道的意思。对于分页式存储管理来说,用户向系统提供的相对地址空间,是一个一维的连续空间。系统接受了这个作业后,在内部把这个相对地址空间划分成若干页。由于这种划分对于用户来说是根本不知道的,所以说把相对地址划分成数对:(页号,页内位移)的过程对于用户是透明的。

  10.做一个综述,说明从单一连续区存储管理到固定分区存储管理,到可变分区存储管理,到分页式存储管理,再到请求分页式存储管理,每一种存储管理的出现,都是在原有基础上的发展和提高。

  答:教材共介绍了5种存储管理策略,它们适用于不同的场合,如图3-9所示。图中,在单一连续分区存储管理与固定分区存储管理之间画了一条线,那表明位于线以上的存储管理策略只适用于单道程序设计,以下的适用于多道程序设计;在可变分区存储管理与分页式存储管理之间画了一条线,那表明位于线以上的存储管理策略都要求为进入内存的作业分配一个连续的存储区,以下的存储管理策略打破了连续性的要求;在分页式存储管理与请求页式存储管理之间画了一条线,那表明位于线以上的存储管理策略都要求使作业程序全部进入内存,而以下的存储管理策略打破了全部的要求,只要部分装入内存就可以了。

  由此可见,每一种存储管理的出现,都是在原有存储管理基础上的一次发展和提高。它们从简单到复杂,从不完善到逐渐完善。

  1.在可变分区存储管理中,按地址法组织当前的空闲分区,其大小分别为:10KB,4KB,20KB,18KB,7KB,9KB,12KB和15KB。现在依次有3个存储请求为:12KB,10KB,9KB。试问使用最先适应算法时的分配情形如何?那么最佳适应、最坏适应呢?

  2.系统内存被划分成8块,每块4KB。某作业的虚拟地址空间共划分成16个页面。当前在内存的页与内存块的对应关系如下表所示,未列出的页表示不在内存。

  解:(a)虚拟地址20对应的页号是0,页内位移是20。用0去查页表,知道第0页现在存放在内存的第2块。由于每块的长度是4KB,所以第2块的起始地址为8192。因此,虚拟地址20所对应的绝对地址是:

  用1去查页表,知道第1页现在存放在内存的第1块。第1块的起始地址为4096。因此,虚拟地址4100所对应的绝对地址是:

  3.某请求分页式存储管理系统,接收一个共7页的作业。作业运行时的页面走向如下:

  若采用最近最久未用(LRU)页面淘汰算法,作业在得到2块和4块内存空间时,各会产生出多少次缺页中断?如果采用先进先出(FIFO)页面淘汰算法时,结果又如何?

  解:(1)采用最近最久未用(LRU)页面淘汰算法,作业在得到2块内存空间时所产生的缺页中断次数为18次,如图3-10(a)所示;在得到4块内存空间时所产生的缺页中断次数为10次,如图3-10(b)所示。

  (2)采用先进先出(FIFO)页面淘汰算法,作业在得到2块内存空间时所产生的缺页中断次数为18次,如图3-11(a)所示;在得到4块内存空间时所产生的缺页中断次数为14次,如图3-11(b)所示。

  关于先进先出(FIFO)页面淘汰算法,在给予作业更多的内存块时,缺页中断次数有可能上升,这是所谓的异常现象。但要注意,并不是在任何情况下都会出现异常。是否出现异常,取决于页面的走向。本题所给的页面走向,在FIFO页面淘汰算法下,并没有引起异常:2块时缺页中断次数为18次,4块时缺页中断次数为14次。

  2.根据用户作业发出的磁盘I/O请求的柱面位置,来决定请求执行顺序的调度,被称为移臂 调度。

  3.DMA控制器在获得总线控制权的情况下能直接与 内存储器 进行数据交换,无需CPU介入。

  7.缓冲的实现有两种方法:一种是采用专门硬件寄存器的硬件缓冲,一种是在内存储器里开辟一个区域,作为专用的I/O缓冲区,称为 软件缓冲 。

  8.设备管理中使用的数据结构有系统设备表(SDT)和 设备控制块(DCB) 。

  9.基于设备的分配特性,可以把系统中的设备分为独享、共享和 虚拟 三种类型。

  5.在CPU启动通道后,由 A 执行通道程序,完成CPU所交给的I/O任务。

  1.基于设备的从属关系,可以把设备分为系统设备与用户设备两类。根据什么来区分一个设备是系统设备还是用户设备呢?

  答:所谓系统设备,是指在操作系统生成时就已被纳入系统管理范围的设备;所谓用户设备是指在完成应用任务过程中,用户特殊需要的设备。因此,判定一个设备是系统设备还是用户设备,依据是它在系统生成时,是否已经纳入了系统的管理范围。如果是,它就是系统设备;如果不是,它就是用户设备。

  答:设备管理的主要功能是:(1)提供一组I/O命令,以便用户进程能够在程序中提出I/O请求,这是用户使用外部设备的界面;(2)记住各种设备的使用情况,实现设备的分配与回收;(3)对缓冲区进行管理,解决设备与设备之间、设备与CPU之间的速度匹配问题;(4)按照用户的具体请求,启动设备,通过不同的设备驱动程序,进行实际的I/O操作;I/O操作完成之后,将结果通知用户进程,从而实现真正的I/O操作。

  3.试分析最短查找时间优先调度算法的不公平之处。例如例4-1里,原来磁臂移到16柱面后,下一个被处理的I/O请求是柱面1。假定在处理16柱面时,到达一个对柱面8的I/O新请求,那么下一个被处理的就不是柱面1而是柱面8了。这有什么弊端存在?

  答:最短查找时间优先调度算法,只考虑各I/O请求之间的柱面距离,不去过问这些请求到达的先后次序。这样一来,可能会出现的弊端是磁头总是关照邻近的I/O请求,冷待了早就到达的、位于磁盘两头的I/O请求。这对于它们来说,当然是不公平的。

  4.总结设备和CPU在数据传输的4种方式中,各自在启动、数据传输、I/O管理以及善后处理各个环节所承担的责任。

  答:使用程序循环测试的方式来进行数据传输,不仅启动、I/O管理和善后处理等工作要由CPU来承担,即使在数据传输时,CPU也要做诸如从控制器的数据寄存器里取出设备的输入信息,送至内存;将输出的信息,从内存送至控制器的数据寄存器,以供设备输出等工作。因此,在这种方式下,CPU不仅要花费大量时间进行测试和等待,并且只能与设备串行工作,整个计算机系统的效率发挥不出来。

  使用中断的方式来进行数据传输,启动、I/O管理以及善后处理等工作仍然要由CPU来承担,但在设备进行数据传输时,CPU和外部设备实行了并行工作。在这种方式下,CPU的利用率有了一定的提高。

  使用直接存储器存取(DMA)的方式来进行数据传输,I/O的启动以及善后处理是CPU的事情,数据传输以及I/O管理等事宜均由DMA负责实行。不过,DMA方式是通过窃取总线控制权的办法来工作的。在它工作时,CPU被挂起,所以并非设备与CPU在并行工作。因此,在一定程度上影响了CPU的效率。

  使用通道方式来进行数据传输,在用户发出I/O请求后,CPU就把该请求全部交由通道去完成。通道在整个I/O任务结束后,才发出中断信号,请求CPU进行善后处理。这时CPU对I/O请求只去做启动和善后处理工作,输入/输出的管理以及数据传输等事宜,全部由通道独立完成,并且真正实现了CPU与设备之间的并行操作。

  5.用户程序中采用设备类,相对号的方式使用设备有什么优点?

  答:在用户程序中采用设备类,相对号的方式使用设备的优点是:第一,用户不需要记住系统中每一台设备的具体设备号,这是非常麻烦的事情;第二,在多道程序设计环境下,用户并不知道当前哪一台设备已经分配,哪一台设备仍然空闲。通过设备类,相对号来提出对设备的使用请求,系统就可以根据当前的具体情况来分配,从而提高设备的使用效率;第三,用户并不知道设备的好坏情况。如果是用绝对号指定具体的设备,而该设备正好有故障时,这次I/O任务就不可能完成,程序也就无法运行下去。但通过设备类,相对号来提出对设备的使用请求,系统就可以灵活处理这种情况,把好的设备分配出去。

  6.启动磁盘执行一次输入/输出操作要花费哪几部分时间?哪个时间对磁盘的调度最有影响?

  答:执行一次磁盘的输入/输出操作需要花费的时间包括三部分:(1)查找时间;(2)等待时间;(3)传输时间。在这些时间中,传输时间是设备固有的特性,无法用改变软件的办法将它改进。因此,要提高磁盘的使用效率,只能在减少查找时间和等待时间上想办法,它们都与I/O在磁盘上的分布位置有关。由于磁臂的移动是靠控制电路驱动步进电机来实现,它的运动速度相对于磁盘轴的旋转来讲较缓慢。因此,查找时间对磁盘调度的影响更为主要。

  答:所谓通道命令字,是指通道指令系统中的指令。只是为了与CPU的指令相区别,才把通道的指令改称为通道命令字。

  若干条通道命令字汇集在一起,就构成了一个通道程序,它规定了设备应该执行的各种操作和顺序。

  通常,通道程序存放在通道自己的存储部件里。当通道中没有存储部件时,就存放在内存储器里。这时,为了使通道能取得通道程序去执行,必须把存放通道程序的内存起始地址告诉通道。存放这个起始地址的内存固定单元,被称为通道地址字。

  答:所谓DMA,是指直接存储器存取的数据传输方式,其最大特点是能使I/O设备直接和内存储器进行成批数据的快速传输。适用于一些高速的I/O设备,如磁带、磁盘等。通道方式与DMA方式之间的区别如下。

  (1)在DMA方式下,数据传输的方向、传输长度和地址等仍然需要由CPU来控制。但在通道方式下,所需的CPU干预大大减少。

  (2)在DMA方式下,每台设备要有一个DMA控制器。当设备增加时,多个DMA控制器的使用,显然不很经济;但在通道方式下,一个通道可以控制多台设备,这不仅节省了费用,而且减轻了CPU在输入/输出中的负担。

  (3)在DMA方式下传输数据时,是采用窃取总线控制权的办法来工作的。因此,CPU与设备之间并没有实现真正的并行工作;在通道方式下,CPU把I/O任务交给通道后,它就与通道就线

  答:往磁带、磁盘上存放信息时,经常是把若干个记录先在内存缓冲区里拼装成一块,然后再写到磁带或磁盘上。存储设备与内存储器进行信息交换时,就以块为单位。这个把记录拼装成块的过程,被称为是记录的成组。

  从磁带、磁盘上读取记录时,先是把含有那个记录的块读到内存的缓冲区中,在那里面挑选出所需要的记录,然后把它送到内存存放的目的地。这个把记录从缓冲区里挑选出来的过程,被称为是记录的分解。

  之所以这样做,一是为了提高存储设备的存储利用率;二是减少内、外存之间信息交换次数,提高系统的效率。

  答:SPOOLING系统中的3个软件模块是预输入程序、缓输出程序和井管理程序。它们各自的作用如下。

  (1)预输入程序预先把作业的全部信息输入到磁盘的输入井中存放,以便在需要作业信息以及作业运行过程中需要数据时,可以直接从输入井里得到,而无需与输入机交往,避免了等待使用输入机的情况发生。

  (2)缓输出程序总是查看输出井中是否有等待输出的作业信息。如果有,就启动输出设备(如打印机)进行输出。因此,由于作业的输出是针对输出井进行的,所以不会出现作业因为等待输出而阻塞的现象。

  (3)井管理程序分为井管理读程序和井管理写程序。当作业请求输入设备工作时,操作系统就调用井管理读程序,把让输入设备工作的任务,转换成从输入井中读取所需要的信息;当作业请求打印输出时,操作系统就调用井管理写程序,把让输出设备工作的任务,转换成为往输出井里输出。

  (b)最短查找时间优先时,调度的顺序是202210623840(由于磁臂起始时定位于柱面20,所以可以把后面第20柱面的访问立即进行),总共划过的柱面数是:

  (c)电梯算法(初始由外向里移动)时,调度的顺序是202238401062(由于磁臂起始时定位于柱面20,所以可以把后面第20柱面的访问立即进行),总共划过的柱面数是:

  2.所谓文件系统,由与文件管理有关的那部分软件 、被管理的文件以及管理所需要的数据结构三部分组成。

  5.采用空闲区表法管理磁盘存储空间,类似于存储管理中采用 可变分区存储管理 方法管理内存储器。

  7.按用户对文件的存取权限将用户分成若干组,规定每一组用户对文件的访问权限。这样,所有用户组存取权限的集合称为该文件的存取控制表 。

  8.根据在辅存上的不同存储方式,文件可以有顺序、 链接和索引三种不同的物理结构。

  9.如果把文件视为有序的字符集合,在其内部不再对信息进行组织划分,那么这种文件的逻辑结构被称为 流式文件 。

  10.如果用户把文件信息划分成一个个记录,存取时以记录为单位进行,那么这种文件的逻辑结构称为 记录式文件 。

  2.有一磁盘,共有10个柱面,每个柱面20个磁道,每个盘面分成16个扇区。采用位示图对其存储空间进行管理。如果字长是16个二进制位,那么位示图共需 A 字。

  3.操作系统为每一个文件开辟一个存储区,在它的里面记录着该文件的有关信息。这就是所谓的 B 。

  6.一个文件的绝对路径名是从 B 开始,逐步沿着每一级子目录向下,最后到达指定文件的整个通路上所有子目录名组成的一个字符串。

  1.试说出MS-DOS或Windows对文件名的命名规则。举几个例子,说明哪个文件名起得是对的,哪个文件名起得是不符合命名规则的。

  答:例如MS-DOS,它的文件名由两部分组成:文件名和扩展名。文件名由1~8个字符组成;在文件名的后面,可以跟随扩展名(可选)。扩展名总是以一个点开始,然后是1~3个字符。组成文件名和扩展名的字符可以如下。

  对于Windows,文件名最多可以有256个字符,其他与MS-DOS类同。

  2.试说出在MS-DOS里打印机的文件名。举一个包含有这个名字的MS-DOS命令,它的含义是什么?

  答:在MS-DOS里,可以把打印机视为只写文件来处理,这时打印机的文件名是:PRN。例如命令:

  3.为什么位示图法适用于分页式存储管理和对磁盘存储空间的管理?如果在存储管理中采用可变分区存储管理方案,也能采用位示图法来管理空闲区吗?为什么?

  答:无论是分页式存储管理还是磁盘存储空间的管理,它们面对的管理对象存储块(内存块或磁盘块)的数量,在系统的运行过程中是固定不变的。因此,可以很方便地用相同数量的二进制位来对应管理它们。但如果在存储管理中采用可变分区存储管理方案,那么在系统运行时,分区的数目是变化的。因此,也就无法用位示图法来管理这些分区的使用情况。

  4.有些操作系统提供系统调用命令RENAME给文件重新命名。同样,也可以通过把一个文件复制到一个新文件、然后删除旧文件的方法达到给文件重新命名的目的。试问这两种做法有何不同?

  答:使用RENAME命令给文件重新命名时,用户要提供两个参数:旧文件名,新文件名。RENAME命令将根据旧文件名找到文件的目录项,把里面登记的旧文件名改为新文件名。所以,文件重新命名的功能就是修改该文件目录里的文件名,其他特性不变。

  后一种方法是先对文件进行复制,为其起一个新的名字,然后再删除旧的文件。这时,复制过程犹如创建一个文件,新文件除了名字与以前不同外,文件的某些特性也改变了,例如存放的地址不同了。所以,采用这种方法虽然也能够达到给文件重新命名的目的,但显得要比前一种方法复杂一些。

  答:文件目录是指一个文件的目录项,里面存放着文件的有关数据信息。目录文件则是指如果文件很多,那么文件目录项的数量也就很多。为此,操作系统经常把这些目录项汇集在一起,作为一个文件来加以管理,这就是所谓的目录文件。因此,文件目录和目录文件是两个不同的概念,不能混为一谈。

  答:在树型目录结构中,用户要访问一个文件,必须使用文件的路径名来标识文件。从根目录出发、一直到所要访问的文件,将所经过的目录名字用分隔符连接起来,所形成的字符串,就是该文件的绝对路径名。如果是从当前目录出发,一直到所要访问的文件,将所经过的目录名字用分隔符连接起来,所形成的字符串,就是该文件的相对路径名。可以看出,绝对路径名是文件的全名,必须从根目录开始。所以,一个文件的绝对路径名是惟一的。相对路径名总是从当前目录往下,所以文件的相对路径名与当前位置有关,是不惟一的。

  答:所谓创建文件,表示原先该文件并不存在。所以创建文件时,最主要的功能是在磁盘上为其开辟存储空间,建立起该文件的FCB。文件创建后,有了它的FCB,系统才真正感知到它的存在;打开文件是这个文件已经存在,只是它的有关信息不在内存。因此,打开文件最主要的功能是把该文件FCB中的信息复制到内存中,以便为随后对文件的操作带来便利。

  答:删除文件最主要的功能是把该文件的FCB收回。文件没有了FCB,系统也就无法感知到它的存在了。所以,在执行了删除文件的命令后,这个文件就在系统里消失了;而关闭文件最主要的功能是把复制到内存活动目录表里的该文件的FCB信息取消。这样一来,在内存活动目录表里没有了该文件的信息,就不能够对这个文件进行读、写了。所以,关闭一个文件后,这个文件还存在,只是不能对它操作了。如果要操作,就必须再次将它打开(即把FCB里的信息复制到内存的活动目录表),然后再进行操作。

  答:有关文件的信息都存放在该文件的FCB里,只有找到文件的FCB,才能获得它的一切信息。但FCB是在磁盘里。因此,只要对文件进行操作,就要到磁盘里去找它的FCB。这种做法,无疑影响了文件操作的执行速度。正因为如此,操作系统才考虑在对文件进行操作前,先将其打开,把文件的FCB内容复制到内存中来。这样,查找文件的FCB,就不必每次都要去访问磁盘。

  10.如果一个文件系统没有提供显式的打开命令(即没有OPEN命令),但又希望有打开的功能,以便在使用文件时能减少与磁盘的交往次数。那么应该把这一功能安排在哪个系统调用里合适?如何安排?

  答:文件系统中设置打开命令的根本目的,是减少文件操作时与磁盘的交往次数。如果系统没有提供显式的打开命令,但又要能减少与磁盘的交往次数,那么只需把这一功能安排在读或写系统调用命令里。这时,在读、写命令功能前面添加这样的处理:总是先到内存的活动目录表里查找该文件的FCB。如果找到,则表明在此前文件已经被打开,于是就可以立即进行所需要的读、写操作;如果没有找到,那么表明在此前文件还没有打开。于是应该先按照文件名,到磁盘上去查找该文件的FCB,把它复制到内存的活动目录表里,然后再进行对它的操作。

  1.我们知道,可以用位示图法或成组链接法来管理磁盘空间。假定表示一个磁盘地址需要D个二进制位,一个磁盘共有B块,其中有F块空闲。在什么条件下,成组链接法占用的存储空间少于位示图?

  解:依题意,该磁盘共有B块,这意味采用位示图法来管理磁盘空间时,共需要B个二进制位构成位示图的存储空间;另一方面,现在共有F个空闲块,而表示一个磁盘地址(即一个空闲块)需要D个二进制位。所以在当前条件下,用成组链接法来管理磁盘空间中的F个空闲块时,要用FD个二进制位的存储空间来管理它们。因此,只要题中所给的D、B、F三者之间满足关系:

  2.假定磁带的存储密度为每英寸800个字符,每个逻辑记录长为160个字符,记录间隙为0.6英寸。现在有1000个逻辑记录需要存储到磁带上。分别回答:

  (2)采用以5个逻辑记录为一组的成组技术进行存放,这时磁带存储空间的利用率是多少?

  解:(1)如果不采用记录成组技术,存放一个逻辑记录,就要有一个记录间隙。因为磁带的存储密度为每英寸800个字符,每个逻辑记录长为160个字符。所以一个逻辑记录占用的磁带长度是:

  一个记录间隙所需要的磁带长度为0.6英寸。所以,磁带存储空间的利用率是:

  (2)采用以5个逻辑记录为一组的成组技术进行存放,表示存放5个逻辑记录后,有一个记录间隙。5个逻辑记录占用的磁带长度是:

  这时一个记录间隙所需要的磁带长度仍为0.6英寸。所以,这时磁带存储空间的利用率是:

  (3)若希望磁带存储空间的利用率大于50%,假定应该x个逻辑记录为一组。这就是说,存放x个逻辑记录后,有一个记录间隙。x个逻辑记录占用的磁带长度是:0.2x(英寸);这时一个记录间隙所需要的磁带长度仍为0.6英寸。所以,磁带存储空间的利用率是:

  解这个一元一次方程式,x=3。也就是说,当把3个以上的逻辑记录组成一组时,磁带存储空间的利用率将大于50%。

  3.假定有一个名为MYFILE的文件,共有10个逻辑记录,每个逻辑记录长为250个字节。磁盘块尺寸为512字节,磁盘地址需要2个字节表示。把MYFILE采用链接结构存储在磁盘上。

  (2)现在用户要读文件上包含第1425个字符的逻辑记录。给出完成这一请求的主要工作步骤。

  解:(1)由于每个逻辑记录长为250个字节,磁盘块尺寸为512字节。所以,每个磁盘块里可以存放两个逻辑记录,余下的字节用于存放指针,文件总共需要5块。假定系统分配给该文件的磁盘块号是:25、33、10、56、4。于是,该文件在磁盘上的链接结构图如图5-4所示。

  (2)首先要知道包含第1425字节的逻辑记录应该放在链接结构的第几块。因为一个逻辑记录是250个字节,2个逻辑记录放在一个磁盘块里。所以

  即包含第1425字节的逻辑记录应该放在链接结构的第3块(注意,由于是用整除,所以第1块应该是0)。

  其次,文件系统沿着指针,把第3块(也就是块号为56的块)读入内存缓冲区中。

  (m1)。注意,无论有多少个进程,只要它们需要互斥访问同一个临界资源,那么管理该临界资源的信号量初值就是1。当有一个进程进入临界区时,信号量的值就变为0。随后再想进入的进程只能等待。最多的情况是让一个进程进入后,其余(m

  1)个进程都在等待进入。于是这时信号量取到最小值:(m1)。5

  .对信号量S的P操作原语中,使进程进入相应信号量队列等待的条件是Vs0 。

  答:图6-13(即教材中第2章的图2-2)所给出的监视程序A和计数程序B之间体现出的是一种互斥关系,因为在监视程序A里,要对共享变量COUNT进行操作:

  答:图6-14给出了GET、COPY和PUT三者间正确的同步关系:GET在向COPY发可以拷贝的消息后,要等待COPY发来拷贝结束的消息。因为这个消息意味着输入缓冲区R已经被COPY腾空,GET可以再次向里面存放从文件F里取出的记录了;COPY在等到GET发来的可以拷贝的消息后,才能够把输入缓冲区R里的记录拷贝到输出缓冲区T中。完成这个动作后,表示输入缓冲区R已经被COPY腾空,因此应该立即向GET发消息,告诉它输入缓冲区R又可以使用了。随后,向PUT发送可以打印的消息,等待PUT发来打印结束的消息;PUT在等到COPY发来可以打印的消息后,才能够从输出缓冲区T里取出记录打印。打印完毕后,向COPY发送打印完毕的消息。这个消息意味着输出缓冲区T已经被PUT腾空,COPY又可以再次去等待GET发送的可以拷贝的消息,从输入缓冲区R里取出记录存入输出缓冲区T了。

  于是,GET、COPY和PUT三者间有4个同步问题:在GET的标号为3的地方是一个同步点;在COPY的标号为1和5的地方是两个同步点;在PUT的标号为1的地方是一个同步点。因此,共要设置4个同步信号量:

  图6-15表述了用信号量及P、V操作来正确处理GET、COPY和PUT三者之间的协同工作关系。

  答:图6-16(b)里是先安放P(S2), 再安放V(S1)。这种安放顺序是不行的。因为安放P(S2),表示要在此等待COPY发来的消息(即希望COPY执行V(S2)操作),在接到了COPY的消息后,才执行V(S1)(即向COPY发消息)。但是,根据COPY的安排,不接到GET发来的消息(即执行P(S1)操作),是不会向COPY发消息的(即执行V(S2)操作)。于是,GET和COPY就陷入了循环等待:GET等待COPY发消息,COPY等待GET发消息。产生两个死锁了。

  答:当进程A在自己的临界区里执行时,能够被别的进程打断,没有任何的限制。当进程A在自己的临界区里执行时,也能够被进程B打断,不过这种打断是有限制的。即当进程B执行到要求进入自己的临界区时,就会被阻塞。这是因为在它打断进程A时,A正在临界区里还没有出来,既然A在临界区,B当然就无法进入自己的临界区。

  答:根据信号量的定义可知,P、V操作并非只是对信号量进行减1或加1操作,更重要的是在减1或加1后,还要判断运算的结果。对于P操作,判定后调用进程自己有可能继续运行,也可能阻塞等待。对于V操作,判定后调用进程自己最后总是继续运行,但之前可能会唤醒在信号量队列上等待的进程。

  答:采用信号量上的P、V操作,只能正确地完成对设备的申请与释放,但不能控制进程对设备的申请、释放顺序。因此,当进程申请和释放设备的顺序不当时,仍会发生死锁。例如,进程A使用输入机和打印机的顺序是:

  其中圆括号里标注的字母,表示某进程对设备的某种使用。例如,Ar1表示进程A请求打印机。由于A和B都是进程,它们的执行可以交叉进行。执行顺序:

  都是合理的交叉。但是,以Ar1Br1开始的执行就无法再往下进行了。因为进程A执行了Ar1,表明它占用了打印机。接着进程B执行了Br1,表明它占用了输入机。这样一来,不管后面是执行Ar2(进程A申请输入机)还是执行Br2(进程B申请打印机),都不可能得到满足,两个进程先后被阻塞:进程A占据着打印机而等待输入机,进程B占据着输入机而等待打印机。这就产生了死锁。

  答:若进程D多请求一个资源,资源的使用情况如图6-18(a)所示。这时,系统剩余1个资源,4个进程各自还需要的资源数是5、4、2、2,资源剩余数无法保证任何一个进程运行结束。所以D多请求一个资源单位,会导致不安全状态。若是进程C提出同样的请求,那么系统资源的使用情况如图6-18(b)所示。这时,整个系统虽然也只剩余1个资源,但却能够保证4个进程都完成。所以,C再多请求一个资源单位,系统将处于安全状态。

  答:进程A申请了最后一台磁带机后,系统资源的使用情况由图6-19变为图6-20。按照多种资源的银行家算法,这时系统资源的剩余数可以满足进程D的要求,于是系统资源剩余数矩阵A变为A [1 1 2 1];这样的剩余数,可以满足进程A的要求,于是系统资源剩余数矩阵A变为A [5 1 3 2];这样的剩余数,可以满足进程B、C、E三个进程中任何一个的需要,例如给E。在E完成后,系统资源剩余数矩阵A仍为A [5 1 3 2];再给C,C完成后系统资源剩余数矩阵A变为A [6 2 4 2];再给B,B完成后系统资源剩余数矩阵A变为A [6 3 4 2],系统收回了所有资源。由此可知,进程A申请最后一台磁带机,不会引起死锁。

  答:由于每个进程最多需要两台磁带机,考虑极端情况:每个进程已经都申请了一台。那么只要还有一台空闲,就可以保证所有进程都可以完成。也就是说当有条件:n+1=6(即n=5)时,系统就不存在死锁的危险。

  答:这时的资源使用序列为:(1)A申请R,C申请T,A申请S,C申请S,A释放R,A释放S;(2)A申请R,C申请T,A申请S,C申请S,C申请R,A释放R,A释放S。分别画出它们的资源分配图,可知,它们都不会引起死锁。

  (1)司机必须在得到售票员的关门完毕的信号后,才能启动汽车。这是一个司机要与售票员取得同步的问题。

  (2)售票员必须在得到司机的已经停车的信号后,才能打开车门。这是一个售票员要与司机取得同步的问题。

  解:分析题意,知道在管理读者进入和注销 阅览室的工作中,存在这样一些制约关系:

  (1)100个座位是读者共同使用的资源,因此要用一个资源分配信号量来管理它;

  (2)读者进入阅览室时,要申请座位。只有申请到座位才能进入,否则应该等待到座位的释放;

  (3)没有读者时,不能做注销工作,必须等到有了读者才能做。

  在读者进入时,调用进入进程,通过P(S1)来申请座位。如果申请到,就可以办理阅览手续。如果100个座位都申请完毕,那么第101个读者就只有在关于S1的队列上等待,等到有人调用注销进程执行V(S1)。在有读者离去时,就调用注销进程。

  .今有3个并发进程R、S、T,它们共享一个缓冲区B。进程R负责从输入设备读入信息,每读出一个记录后就把它存入缓冲区B中;进程S利用缓冲区B加工进程R存入的记录;进程T把加工完毕的记录打印输出。缓冲区B一次只能存放一个记录。只有在进程T把缓冲区里的记录输出后,才能再往里存放新的记录。试用信号量及其P、V操作控制这3个进程间的的正确工作关系。

  (1)R必须先做,在往缓冲区B里面存入数据后,应该向S发消息,然后等待T打印输出后释放缓冲区B;

  (2)S应该与R取得同步,在等到R发来的消息(表明B里面有数据)后,取出加工、回存,然后向T发消息;

  (3)T应该与S取得同步,在等到S发来的消息(表明B里的数据已经加工完毕)后,才取出打印,然后向R发消息,表示缓冲区B又可以使用了。

  从这些关系可以看出,这里是3个同步问题:R要与T取得同步;S要与R取得同步;T要与S取得同步。所以,设置3个同步信号量:

  .假定有3个进程R、W1、W2共享一个缓冲区B,B中每次只能存放一个数。进程R从输入设备读入一个数,把它存放到缓冲区B里。如果存入的是奇数,则由进程W1取出打印;如果存入的是偶数,则由进程W2取出打印。规定进程R只有在缓冲区B为空或内容已经被打印后才能进行存放;进程W1和W2不能从空缓冲区里取数,也不能重复打印。试用信号量及其P、V操作管理这3个进程,让它们能够协调地正确工作。

  (1)进程R申请使用缓冲区B,释放缓冲区B的权利是由进程W1或W2掌握的;

  (2)进程W1要等待R往缓冲区B里放入奇数后,才能工作(要与R取得同步),然后释放缓冲区;

  (3)进程W2要等待R往缓冲区B里放入偶数后,才能工作(要与R取得同步),然后释放缓冲区。

  (1)在进程R中,把数存入B之后,应该根据数的奇、偶性,来决定是向进程W1发消息,还是向进程W2发消息。这样,才能给予W1或W2从B里取数的机会。

  (2)由于在进程R里已经对数的奇、偶性做了判断,所以进程W1或W2到缓冲区B里取数时,不必对它再行判断,取出的内容肯定是所需要的,不会弄错。

  (3)假定在进程R没有执行之前,进程W1和W2都先于它执行了。那么这时由于信号量SO和SE的值都是0,所以它们都无法执行下去,分别在SO和SE的有关队列上等待。当进程R被调度到、判定放入B的数是奇数还是偶数,并向W1或W2发消息后,它们两个中的一个才会被唤醒,才会到B里去取数。

  还可以从别的角度出发,去理解本题目中R、W1、W2之间的制约关系,从而得到它的另一种解决办法。图6-27给出了流程图,只需设置两个信号量:

  (1)信号量S用于资源分配。进程R通过P(S)申请使用缓冲区B。申请到后,才向里面存放数,然后就在信号量G上执行一个V操作,笼统地告诉进程W1或W2:缓冲区B里有数可取了。由于并不知道这个数的奇、偶性,所以,它们两个谁去取都是可以的。

  (2)这时判断缓冲区B里数的奇、偶性,是在进程W1或W2里进行的。运行W1时,如果判定B里的是奇数,那么进程W1就可以将其取出,然后释放缓冲区B(通过V(S)实现)。如果判定B里的是偶数,那么进程W2就可以将其取出,然后释放缓冲区B(通过V(S)实现)。

  (3)要注意的是,如果在进程W1里判定B中的数不是奇数,那么它就不应该取出此数。同样地,如果在进程W2里判定B中的数不是偶数,那么它就不应该取出此数。既然它没有取,表明数还在缓冲区B里。所以要通过V(G),使信号量G恢复原来的取值(含义是告诉要去取数的进程:B里有数要取),以便给另一个进程去取的机会。如果不做这一步,那么信号量G的当前值是0,无论进程W1还是W2在它的上面再执行P(G)时,就都无法通过,两个进程就会全被阻塞,进入死锁。所以,进程W1和W2里的V(G)是非常重要的。

  .在飞机订票系统中,假定公共数据区的单元Ai(i=1,2,3)里存放着某月某日第i次航班现有票数。在第j个售票处,利用变量Rj暂存Ai里的内容。现在为第j个售票处编写代码如图6-28(即教材中的图6-30)所示。试问它的安排对吗?如果正确,试说明理由;如果不对,指出错误,并做出修改。

  解:从图6-28可以知道,公共数据区的单元Ai(i=1,2,3)里存放的某月某日第i次航班的现有票数,是j(j=1,2,3)个售票处共享的数据。因此,这些售票处对公共数据区的单元Ai(i=1,2,3)的操作不能同时进行。正因为如此,图中把对Ai的这些操作,用名为S的信号量上的P、V操作,保证它们互斥进行。这样处理都是正确的。

  关键是当判定没有第i次航班的机票时,图6-28里仅安排了打印票已售完!的动作。这样,第j售票处只有进入临界区的P(S),而没有执行退出临界区的V(S)。它没有退出临界区,别的售票窗口也就无法再进入这个临界区。所以,这种安排是不对的。应该把图6-28改成为图6-29,这样就完全正确了。

  1.一个操作系统的可扩展性,是指该系统能够跟上先进计算技术发展 的能力。

  2.在引入线程的操作系统中,线程是进程的一个实体,是进程 中实施调度和处理机分派的基本单位。

  4.在Windows 2000中,具有1~15优先级的线程称为可变型 线程。它的优先级随着时间配额的用完,会被强制降低。

  5.Windows 2000在创建一个进程时,在内存里分配给它一定数量的页帧,用于存放运行时所需要的页面。这些页面被称为是该进程的 工作集 。

  6.Windows 2000采用的是请求调页法和 集群 法相结合的取页策略,把页面装入到内存的页帧里的。

  7.分区是磁盘的基本组成部分,是一个能够 被格式化和单独使用 的逻辑单元。

  10.在Windows 2000的设备管理中,整个I/O处理过程都是通过 I/O请求包(IRP)来驱动的。

  1.在引入线程概念之后,一个进程至少要拥有 D 个线中,只有 A 状态的线程才能成为被切换成运行状态,占用处理器执行。

  4.在Windows 2000里,一个线程的优先级,会在 A 时被系统降低。

  A. 时间配额用完 B.请求I/O C.等待消息 D.线.在单处理机系统,当要在进程工作集里替换一页时,Windows2000实施的是 B 页面淘汰策略。

  答:所谓操作系统的微内核设计模式,其中心思想是将操作系统划分成两个部分:系统的非基本部分和系统的核心部分。系统的非基本部分以单一功能的进程形式,在用户态下运行;把最为关键的进程管理、内存管理、以及进程通信等功能,留存下来组成系统的内核,在核心态下运行。

  2.用微内核模式构造的操作系统,为什么具有可扩展性、可移植性、以及更好的安全性和可靠性?

  答:用微内核模式构造操作系统,要增加新的服务时,是增加到用户空间中,而不是修改内核。当内核确实需要变动时,因为内核本身很小,因此所要做的修改也会很小。所以说,这样的操作系统能够跟上先进计算技术的发展,具有可扩展性;由于很小,因此稍加改动,就能够从一种硬件平台移到另一种硬件平台,从而具有可移植性;再有,绝大多数服务都运行在用户态,不以内核进程的面目出现,即使一种服务失败,也不会导致整个系统的崩溃或瘫痪,因此使内核具有更好的安全性和可靠性。

  答:一个计算机系统是所谓的对称多处理器系统(SMP),即该系统具有多个处理器,每个处理器都运行同一个操作系统的拷贝,这些拷贝根据需要可以互相通信。

  4.何谓处理机饥饿线程?为何要极大地提升它的优先级?

  答:所谓处理机饥饿,是指在就绪队列里长期等待而一直没有得到运行机会的那种线程。由于它长时间的等待,得不到CPU,这显然是不公平的。为了平衡线程间的这种关系,Windows 2000就专门有一个系统线程,定时检查是否存在这样的线程(比如,它们在就绪队列里已经超过了300个时钟中断间隔,相当3~4秒钟)。如果有,就把该线,分配给它长度为正常值两倍的时间配额。在它用完这个时间配额后,其优先级立即衰减到它原来的基本优先级。

  答:当缺页中断时,系统必须确定把虚拟页面放入到物理内存的什么地方。这就是所谓的置页策略。

  在Windows 2000,内存中可分配的页帧对象,只能从页帧号数据库的初始化帧链表、空闲帧链表、后备帧链表和修改帧链表里得到。具体的做法是:

  (1)在要求存储分配时,如果需要的是一个零初始化的页帧,那么系统首先试图从初始化帧链表中得到一个可分配的页帧;如果这个链表为空,则从空闲帧链表中选取一帧并将其初始化;如果空闲帧链表也为空,那么就改为从后备帧链表中选取一帧并将其初始化;如此等等。

  (2)如果所需要的并不是一个零初始化页帧,那么首先去查看空闲帧链表;如果空,则去查看后备帧链表。在决定要把后备帧链表里记录的一帧分配出去之前,必须从该元素回溯,找到进程页表里相关的表项,清除其里面的页帧号,断绝这个页表项与该页帧的联系。这样,才能保证分配的安全。

  (3)如果必须要把一个处于修改状态的页帧分配出去,那么首先要将该页帧的内容写入磁盘,然后将它链到后备帧链表里去,以便使用。

  答:把磁盘格式化为若干个分区,主要的目的有三个:第一,使磁盘初始化,以便将其格式化后用于存储数据;第二,通过一个个分区,可以将不同的操作系统分开,以保证多个操作系统可以在同一个磁盘上得到正常的运行;第三,便于更好地对磁盘进行管理,达到充分利用磁盘空间的目的。

  答:在NTFS文件系统中,簇是文件存储的分配单位。系统按照簇的尺寸来划分文件的虚拟空间,这样形成的顺序号,称为虚拟簇号,即VCN;把整个卷中所有的簇从头到尾进行顺序编号,称为逻辑簇号,即LCN。

  答:为了实现可恢复性,NTFS在主控文件表(MFT)里设置了一个日志文件。在系统运行过程中,随时向日志文件里存储更新记录,定时地向日志文件里存储检查点记录、事务表记录以及脏页表记录。为系统的恢复积累所需要的信息。

  在系统崩溃而重新启动时,NTFS将对日志文件进行分析扫描、重做扫描和撤消扫描,完成重做和撤消,使系统恢复到发生崩溃之前。

  答:Windows 2000采用的是中断服务程序(ISR)和延迟过程调用程序(DPC)两级处理中断。之所以这样,是为了提高系统的并行工作能力,防止因中断服务程序占用较长的处理机时间,引起不必要的阻塞。因此,中断服务程序(ISR)部分执行尽可能少的关键性操作,并运行在高中断请求级上;余下的中断处理部分称为延迟过程调用程序(DPC),运行在低中断请求级上。

  1.FAT16文件系统的簇号应该用多少个二进制位标识?如果一簇的尺寸最大为16KB,那么这种卷的尺寸最多为多少?

  第8章一、填空1.Linux中,可以同时并行工作的进程个数,由符号常量 NR_TASKS 所限定。通常,它被定义为512。2.在Linux中,进程调度被分为 实时进程调度 和非实时进程调度两种。3.当进程运行时出现了系统调用或中断事件,而要去执行操作系统内核的程序时,进程的运行模式就从用户模式转为 核心 模式。4.Linux存储管理的特点是采用在 各个分区 里进行分页的存储管理技术。

  6.Ext2中块组里的索引节点位图,是用来管理块组中的 索引节点 的,它占用一个盘块。

  7.Ext2中块组里的盘块位图,是用来管理块组中的 盘块 的,它占用一个盘块。

  9.Linux内核中,利用控制寄存器来控制硬设备完成输入/输出任务的软件,叫做设备驱动程序,有时也称为设备驱动器 。

  A.系统文件、用户文件、设备文件 B.一般文件、流式文件、记录文件 C.目录文件、流式文件、设备文件 D.普通文件、目录文件、特别文件

  答:所谓在分区里进行分页的虚拟存储管理技术,即是把用户程序按照其逻辑结构,把虚拟存储空间划分成若干个分区,然后在分区里面分页。由于通常都是按照程序的逻辑结构来划分分区,因此这种存储管理技术,不仅具有页式存储管理的特点(各页可以存放在内存中不连续的页里),而且有利于进行存储保护和共享。

  答:按照分页式存储管理,页表必须占据内存的连续存储区。由于Linux提供的虚拟地址空间,最大可以有1M个页面。因此,一个页表最大就可以有一百万个表项。把它存放在一个连续的内存区里,不利于存储空间的充分利用。于是,Linux就将页表也按页来划分,并形成页表的索引。这样,大的页表就不必占用连续的内存空间了,从而提高了内存空间的利用率。

  3.在图8-12(a)的位示图里,如果现在第36内存块被释放,那么它是否应该和它前面的第34、35块以及它后面的第37、38、39、40块,合并成为一个大的空闲区?为什么?

  答:不应该与它们合并。在伙伴系统里,只有尺寸相同、又相邻接的空闲区才能进行合并。第36内存块是由独个内存块构成的空闲区,第34、35块是由两个块构成的空闲区,第37、38、39、40块是由四个块构成的空闲区。既然它们的尺寸不同,因此不能合并。

  4.在Ext2中,若有一个分区大小为8GB,盘块的尺寸是4KB。试问,该文件卷最多有多少磁盘块?最多有多少个块组?

  答:由于盘块的尺寸是4KB,共有8*4K=32K个二进制位。这表明,在一个块组里,用一个盘块构成盘块位图时,最多可以管理32K个磁盘块,也就是一个块组里最多可以有32K个磁盘块。现在分区尺寸为8GB,盘块尺寸为4KB,所以整个文件卷有8GB/4KB=2M个盘块;有2M/32K=64个块组。

  7.Linux的每个进程都有若干个VMA,且两个VMA可以不连续。即使两个VMA连续,它们也必须分开管理吗?为什么?

  答:即使两个VMA连续,它们也必须分开管理。这是因为两个VMA实施的存储保护可以不同,不可能进行统一的管理。

  8.试描述在Linux中,你如何能够根据给出的文件名称,找到该文件具体存放在磁盘的哪些磁盘块上的?

  答:首先根据文件名称查文件目录,得到该文件的inode节点编号。再由inode节点编号,在索引节点表里找到该文件的索引节点。最后从索引节点里的i_block[ ]数组,就可以得到该文件具体存放在哪些磁盘块里。

  1.如果在Linux里,某段小于4MB。那么它虚拟空间的页表索引有多少表项?它有多少个页表?构成页表索引和页表,总共需要开销多少内存空间?

  答:对于Linux来说,它的页表索引最大有1024个表项,每个表项对应一个页表。每个页表有1024个表项,一个表项描述了虚拟空间中的一页与内存块(4KB)的对应情况。因此,一个页表可以用来描述4MB大小的空间。由于现在已知段的长度小于4MB,即是虚拟地址空间小于4MB。所以,它的页表索引需要有1个表项,这个表项指向唯一的一个页表。

  虽然页表索引只有1个表项,但必须占用一页的存储量。另外,一个页表要占用一页的存储量。所以,小于4MB的段,要开销两个块的存储空间。

  2.假设页面的尺寸为4KB,一个页表项用4B。若要求用页表来管理地址结构为36位的虚拟地址空间,并且每个页表只占用一页。那么,采用多级页表结构时,需要几级才能达到管理的要求?

  答:36位的虚拟地址空间尺寸为236=16GB。已知页面的尺寸为4KB,一个页表项用4B,每个页表只占用一页。这表示一个页表有1024个表项,可以管理1024(=210)个页面,即管理4M(=222)大小的虚存空间。根据题意,第1级只能是一个页表,它可以管理K个页面(因为一个页表里有1024个表项)。K个页面的存储量是4MB。因此,用一级页表不能管理16GB的虚拟空间。于是进入第2级;第2级有K个页表,可以管理K*K个页面。K*K个页面的存储量是4GB。显然用二级页表不能管理16GB的虚拟空间。于是进入第3级;第3级有K*K个页表,可以管理K*K*K个页面。K*K*K个页面的存储量是超过了16GB,达到了242。因此,本题需要使用三级页表才能够管理236的虚拟空间。

  3.Linux的空闲区队列表free_area总共可以有11个队列。试问,在第11个队列里排队的每一个空闲区里,包含有多少个连续的内存块?

  答:Linux的空闲区队列表free_area里,排在每个队列里的空闲区中所含连续块的数目,是按2的次幂递增的。在第1个队列里,空闲区中所含连续块的数目为20;在第2个队列里,空闲区中所含连续块的数目为21;在第3个队列里,空闲区中所含连续块的数目为22;。因此,在第11个队列里,空闲区中所含连续块的数目为210。即在这个队列里,每个空闲区中所含连续块的数目为1024块!

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