期末题型

题型 题量 分值 答题要求
单选 10 10 机读卡，每题 1 分
判断 5 5 机读卡，每题 1 分
简答 2 15 纯概念阐述，每题 7-8 分
综合 5 70 全部含计算，共 85 分主观题

期末“必考/必会”核心知识点速查表

章节 考点 最关键要点（背下就能拿分）
Ch1 概论 用户/内核态 系统调用、中断、异常→立即进入内核态；普通 C 代码→用户态
微内核 优点：可靠、易扩展；缺点：性能低（多次上下文切换）
虚拟机 优点：隔离、并发运行多 OS；缺点：资源开销大
Ch2 进程线程 进程三态图 就绪→运行（被调度）；运行→阻塞（等 I/O）；阻塞→就绪（I/O 完成）
PCB/TCB/JCB/FCB 分别对应进程/线程/作业/文件——英文与中文必须秒对应
同步互斥模型 生产者-消费者：empty/full/mutex 三信号量；若缓冲区=1，可省 mutex
PV 最少信号量 单缓冲区时 empty+full 已隐含互斥，不必再设 mutex
Ch3 CPU 调度 前三算法 FCFS、SJF（非抢占）、SRTF（抢占）——会画甘特图、算周转/带权周转
三级调度 高级（作业）、中级（内存）、低级（进程）——名称与作用
Ch4 存储 分页地址转换 逻辑地址→页号+页内偏移；页号查页表→块号；拼接得物理地址
页面置换 FIFO、LRU、OPT 必会手工算“缺页次数”；置换时先画页框时间线
二级/多级页表 位数拆分公式：页内偏移=页大小 2^n；剩余高位再拆页目录+页号
Ch5 文件 混合索引计算 直接块+一级+二级+三级；每块 1 KB、块指针 4 B→一个索引块可指 256 块；公式：8×1 KB + 256×1 KB + 256²×1 KB + 256³×1 KB
目录结构 树形 vs 有向无环图——后者支持共享目录，需用“文件链接”实现
Ch6 I/O 磁盘调度 SSTF、SCAN（电梯）会算磁头移动总道数；初始方向影响 SCAN
Ch8 死锁 银行家算法 1. 算 Need=Max-Allocation；2. 找安全序列：Work≥Need 且 Finish=F→T；3. 能列出即安全，不能即不安全
死锁 4 条件 互斥、占有且等待、非抢占、循环等待——缺一不能形成死锁

作业计算大题整合

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对于最少PV的题就两个要点

  1. 每个进程最后一定要有V操作用于唤醒其他进程
  2. 判断是否满足互斥，缓冲区为1则不需要mutex

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这张图的右侧这个问题，很显然是可以但没必要。

看到这张图了。右侧的问题是：是否可以改为上图算法（mutex 初值 1）？

这是在问能否用三个信号量（empty、full、mutex）的标准生产者-消费者模型来替代左侧的两信号量模型。

左侧的算法（图2-3的算法框图）采用的是两信号量模型：

  • 进程A：P(empty) → 写入信息 → V(full)
  • 进程B：P(full) → 读出信息 → V(empty)

这个模型中，empty和full的PV操作已经隐含了互斥关系：

  • 当缓冲区=1时，进程A执行P(empty)后，缓冲区被占用
  • 进程B必须等待P(full)才能读取
  • 两者天然互斥，无需额外的mutex信号量

如果改为三信号量模型（右侧所示）：

  • 虽然逻辑上可以运行，但会增加不必要的开销
  • 多了一个mutex信号量的初始化、P操作、V操作
  • 对于单缓冲区的情况，这是冗余的

结论：

对于单缓冲区（容量=1）的情况：

  • ✅ 用两信号量模型（empty、full）就足够了
  • ❌ 不需要加mutex，因为已经隐含互斥
  • ❌ 加mutex会增加系统开销，违反最少信号量原则

这正是”最少PV操作“的核心优化思想。

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情况①：环形缓冲区（最多容纳n个信息）

(1) 读写条件

  • 输入进程（写）：缓冲区未满（有空闲位置）才能写；
  • 输出进程（读）：缓冲区非空（有信息）才能读；
  • 同时需保证读写操作的互斥（避免同时操作同一缓冲区单元）。

(2) P、V操作同步算法
定义3个信号量：

  • empty：表示缓冲区的空闲单元数，初值为n；
  • full：表示缓冲区的已用单元数，初值为0；
  • mutex：保证读写操作的互斥，初值为1。

输入进程伪码：

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while (1) {
    生成信息;
    P(empty);  // 申请空闲单元
    P(mutex);  // 申请互斥锁
    将信息写入环形缓冲区;
    V(mutex);  // 释放互斥锁
    V(full);   // 增加已用单元数
}

输出进程伪码：

1
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3
4
5
6
7
8
while (1) {
    P(full);   // 申请已用单元
    P(mutex);  // 申请互斥锁
    从环形缓冲区取出信息;
    V(mutex);  // 释放互斥锁
    V(empty);  // 增加空闲单元数
    处理信息;
}

情况②：无穷大缓冲区

(1) 读写条件

  • 输入进程（写）：无限制（缓冲区无穷大，永远有空闲位置）；
  • 输出进程（读）：缓冲区非空（有信息）才能读；
  • 仍需保证读写操作的互斥。

(2) P、V操作同步算法
定义2个信号量：

  • full：表示缓冲区的已用单元数，初值为0；
  • mutex：保证读写操作的互斥，初值为1。

输入进程伪码：

1
2
3
4
5
6
7
while (1) {
    生成信息;
    P(mutex);  // 申请互斥锁
    将信息写入缓冲区;
    V(mutex);  // 释放互斥锁
    V(full);   // 增加已用单元数
}

输出进程伪码：

1
2
3
4
5
6
7
while (1) {
    P(full);   // 申请已用单元
    P(mutex);  // 申请互斥锁
    从缓冲区取出信息;
    V(mutex);  // 释放互斥锁
    处理信息;
}

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问题解答

(1) 最大文件长度计算

  • 每个地址项长度：4B → 可表示的盘块号数量：(2^{32})（但受盘块大小限制，实际取盘块号对应的物理块）
  • 直接地址项：8个 → 对应盘块数：8
  • 一级间接地址项：1个 → 对应盘块数：(1KB / 4B = 256)
  • 二级间接地址项：1个 → 对应盘块数：(256 × 256 = 256^2)
  • 三级间接地址项：1个 → 对应盘块数：(256 × 256 × 256 = 256^3)

最大文件长度（以盘块数计）：(8 + 256 + 256^2 + 256^3)，换算为字节数：((8 + 256 + 256^2 + 256^3) × 1KB)

(2) 访问时间是否相同

  • 逻辑偏移量5000B对应的盘块号：
    盘块大小1KB=1024B，(5000 ÷ 1024 ≈ 4.88) → 对应第5个盘块（从0开始计数则为第4块），属于直接地址项（直接地址项覆盖前8个盘块）。
    访问过程：读取索引节点 → 直接从直接地址项中取盘块号 → 访问盘块。

  • 逻辑偏移量10000B对应的盘块号：
    (10000 ÷ 1024 ≈ 9.77) → 对应第10个盘块（从0开始计数则为第9块），超过直接地址项（8个），属于一级间接地址项。
    访问过程：读取索引节点 → 从一级间接地址项取间接块的盘块号 → 读取间接块 → 从间接块中取目标盘块号 → 访问盘块。

因此，两者访问时间不相同：10000B对应的访问需要多读取一次间接块。

(3) 偏移量10000B的块内位移
块内位移 = 逻辑偏移量 % 盘块大小
计算：(10000 % 1024 = 10000 - 9×1024 = 10000 - 9216 = 784)

核心知识点速过

操作系统的特点

  • 并发：多个程序同时运行
  • 共享：系统资源可被多个程序共同使用
  • 异步性：程序执行顺序不确定
  • 抽象性：将复杂系统抽象为简单模型

FCB与I节点

文件控制块（FCB） 和 I节点（Inode） 是两种不同的文件管理方式，各有优缺点。

FCB（File Control Block）：

  • 定义：文件控制块是操作系统为管理文件而设置的数据结构，存储文件的所有属性信息
  • 存储位置：通常存储在目录项中或目录区
  • 包含信息：文件名、大小、创建时间、修改时间、存储位置（首块号）、访问权限等
  • 特点：信息集成化，一个FCB包含文件的全部管理信息

I节点（Inode）：

  • 定义：I节点是Unix/Linux系统中的文件管理结构，分离了文件名和文件属性
  • 存储位置：I节点存储在磁盘的I节点表中，目录项仅存储文件名和I节点号
  • 包含信息：文件大小、所有者、访问权限、时间戳、磁盘块指针等（不包含文件名）
  • 特点：轻量化设计，目录项简洁，支持文件共享和硬链接

对比表格：

对比维度 FCB方式 I节点方式
文件名存储 在FCB中 在目录项中
文件属性存储 在FCB中 在I节点表中
目录项大小 较大（包含全部信息） 较小（仅文件名+I节点号）
目录区空间占用 多 少
文件共享 困难（需复制FCB） 容易（多个目录项指向同一I节点）
硬链接支持 不支持 支持
典型系统 DOS、FAT文件系统 Unix、Linux、ext系列

关键优势：

FCB方式的优点：

  • 实现简单，文件信息集中管理
  • 适合小型文件系统

I节点方式的优点：

  • ✅ 目录项小，可存储更多文件
  • ✅ 支持文件硬链接（多个目录项指向同一I节点）
  • ✅ 支持文件共享（多个用户可共享同一文件）
  • ✅ 修改文件属性时无需更新所有目录项
  • ✅ 适合大型文件系统

例题：

某文件系统采用I节点方式管理文件，一个目录项占16字节（8字节文件名+8字节I节点号），一个I节点占256字节。若目录区大小为4KB，最多可存储多少个文件？

解析：

  • 目录区大小：4KB = 4096字节
  • 每个目录项大小：16字节
  • 最多目录项数：4096 ÷ 16 = 256个

因此最多可存储256个文件。

若采用FCB方式，每个FCB占256字节，则最多可存储：4096 ÷ 256 = 16个文件。

结论：I节点方式相比FCB方式，在相同目录区大小下，能存储更多文件。

用户态/内核态

下列哪些指令应该只在核心态下执行？

① 屏蔽所有中断
② 读时钟日期
③ 设置时钟日期
④ 改变指令地址寄存器的内容
⑤ 启动打印机
⑥ 清内存

核心态下执行的有：①③⑤⑥
解释：核心态方式下有较高特权，可以执行特权指令，例如：启动I/O、内存清零、修改程序状态字、设置时钟、允许/禁止中断、停机
④ 改变指令地址寄存器的内容, 涉及到修改指令的执行流程。
指令地址寄存器，通常缩写为IAR，是一个专门用来存储即将执行的指令的内存地址的寄存器。
指令地址寄存器即指令计数器PC，允许用户改变内容，以便转入子程序。
用户态程序可通过标准函数调用指令修改PC，但受限于硬件指令集和操作系统权限控制，无法直接操作指令寄存器。

需要结合寄存器的功能与权限属性判断：不同寄存器的操作权限，取决于其是否涉及系统级资源、硬件控制或特权操作。

以下是常见寄存器的权限分类示例：

  1. 需核心态执行操作的寄存器：

    • 程序状态字寄存器（PSW）：存储中断开关、核心态/用户态标志等系统状态，修改需核心态权限。
    • I/O地址寄存器/控制寄存器：控制硬件设备（如磁盘、网卡）的读写，操作需核心态。
    • 内存管理寄存器（如页表基址寄存器）：管理内存地址映射，直接影响系统内存安全，仅核心态可修改。
    • 中断向量表寄存器：配置中断处理入口，属于系统级配置，需核心态权限。

  2. 用户态可操作的寄存器：

    • 通用数据寄存器（如AX、BX）：仅存储进程私有数据，用户态可自由读写。
    • 栈指针寄存器（SP）：仅管理当前进程的栈空间，用户态可修改（需符合进程自身内存范围）。

简单来说：若寄存器关联系统全局资源、硬件控制或特权状态，则其操作仅能在核心态执行；若仅关联进程私有数据/执行流程，则用户态可操作。

微内核

微内核是一种操作系统架构设计，将传统内核的功能分解为多个独立的服务模块。

核心特点：

  • 功能最小化：内核仅保留最基本的功能（进程管理、内存管理、中断处理），其他功能（文件系统、设备驱动、网络协议栈）以独立服务进程运行在用户态
  • 模块化设计：各服务模块相对独立，通过消息传递进行通信
  • 隔离性强：服务进程运行在用户态，故障隔离，一个服务崩溃不会导致整个系统瘫痪

优点：

  • ✅ 可靠性高：内核代码量少，bug少；服务进程故障隔离，系统稳定性强
  • ✅ 易于扩展：新增功能只需添加新的服务进程，无需修改内核
  • ✅ 可移植性好：内核与硬件关联少，易于移植到不同平台
  • ✅ 安全性好：服务进程权限受限，恶意代码影响范围小

缺点：

  • ❌ 性能开销大：用户态与内核态频繁切换，消息传递开销大，系统调用延迟增加
  • ❌ 实现复杂：需要完善的进程间通信（IPC）机制，系统设计复杂
  • ❌ 调试困难：分布式架构导致问题诊断困难

对比宏内核：

对比维度 微内核 宏内核
内核大小 小（仅基本功能） 大（集成所有功能）
性能 低（频繁上下文切换） 高（直接函数调用）
可靠性 高（故障隔离） 低（一个模块崩溃影响全系统）
易维护性 高（模块独立） 低（耦合度高）
代表系统 QNX、MINIX、Mach Linux、Windows、macOS

典型应用：

  • 实时系统（QNX）：需要高可靠性和实时性
  • 嵌入式系统：资源受限，需要灵活扩展
  • 关键任务系统：故障隔离要求高

死锁

算法/概念 是否考大题 分值定位 必须掌握的最简要点
银行家算法 ✅ 一定考 14-15 分 填 Need、Work 表，写安全序列，判安全状态
死锁 4 必要条件 ❌ 只选/判 1-2 分 互斥、占有且等待、非抢占、循环等待——缺一则不可能死锁
死锁预防（破 4 条件） ❌ 只选/简 1-3 分 破“占有且等待”：一次性分配；破“循环等待”：资源序号法
死锁避免（含银行家） ❌ 概念小题 1-2 分 避免 = 运行时检查，银行家属此类；预防 = 事先破条件
死锁检测 & 恢复 ❌ 只选/简 0-2 分 检测：化简资源分配图；恢复：终止进程/抢占资源

死锁四条件

  • 互斥：资源不可共享，只能由一个进程使用
  • 占有且等待：进程已获得某些资源，又申请新资源
  • 非抢占：进程所获得的资源在未使用完之前不能被抢占
  • 循环等待：若干进程形成一种头尾相接的循环等待资源关系

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资源分配图

2

银行家算法

银行家算法是避免死锁的算法

银行家算法的核心思想是：在进程申请资源时，先判断系统是否安全，再决定是否分配资源。

先假装备份资源给进程，跑一遍模拟完成序列，若能找到让所有进程都顺利结束的分配方案（安全序列），才允许真正分配；否则拒绝，避免死锁。

安全状态：系统中的所有进程都能按照某种顺序完成，即系统处于安全状态。
申请的总资源数 ≤ 可用资源数 + 已分配资源数
单次申请的资源数 ≤ 进程尚需资源数 ≤ 可用资源数

这道题可以做个引子

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要解决这个问题，需利用死锁避免的资源分配原则（银行家算法的核心逻辑）：
当每个进程对资源的最大需求为m，系统资源总数为R时，避免死锁的最大进程数N需满足：
N × (m-1) < R（让每个进程都差1个资源无法满足，此时系统剩余至少1个资源，可先满足任意一个进程，避免死锁）

解析：

已知：每个进程需求m=3，系统打印机总数R=11。

代入公式：N × (3-1) < 11 → 2N < 11 → N < 5.5。

由于进程数N为整数，因此N不超过5时，系统不会死锁。

答案：5

核心四向量：

  • Available：可用资源向量，表示系统中每种资源可用的数量
  • Max：最大需求矩阵，表示每个进程对每种资源的最大需求量
  • Allocation：分配矩阵，表示系统当前已分配给每个进程的资源数
  • Need：需求矩阵，表示每个进程尚需的资源数
Need[i,j]=Max[i,j]-Allocation[i,j]

4

5

T1时刻安全吗？

6

由此可得安全序列 {B, A, C, D}

安全序列并不唯一！！！

{B, D, C ,A} {B,C,D,A} {B, C, A, D}都是可以的！！！

若此时进程A发出请求Request（1, 0, 1）,资源分配数据就会变成如下情况。

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Available(0,1,1)不能满足任何进程的需要，故进入不安全状态，系统不分配资源。

同步互斥模型与最少PV操作

进程特征

  • 动态性：进程是程序的一次执行过程，它是临时的、有生命期的。表现在它由创建而产生，完成任务后被撤消。
  • 并发性：进程是可以并发执行的。系统中的各个进程可以按照自己独立的、不可预知的速度推进。
  • 调度性：进程是系统进行资源分配和调度的一个独立单位
  • 异步性：各进程向前推进的速度不可预知
  • 结构性：进程有一定的结构（程序+数据+PCB）

同步互斥模型

  • 同步：多个进程按一定顺序执行，前驱关系制约执行顺序（如生产者必须先生产，消费者才能消费）
  • 互斥：多个进程对共享资源的访问需互斥进行，同一时刻只有一个进程可访问临界资源

实现工具：信号量机制

  • 同步用信号量表示资源/事件状态（如empty、full）
  • 互斥用信号量保护临界区（如mutex）

典型场景：

  • 生产者-消费者：需同步（控制生产/消费顺序）+ 互斥（保护缓冲区）
  • 读者-写者：需互斥（读写不能同时进行）+ 同步（多读者可并发）
  • 哲学家进餐：需互斥（筷子独占）+ 同步（避免死锁的进餐顺序）

最少PV操作

首先需要明确一下PV操作的概念

  • P操作（wait）：信号量减1，若信号量<0则进程阻塞
  • V操作（signal）：信号量加1，若有阻塞进程则唤醒一个

生产者-消费者模型中的三信号量：

  • empty：空缓冲区数量（初值=缓冲区大小）
  • full：满缓冲区数量（初值=0）
  • mutex：互斥信号量（初值=1）

关键优化：若缓冲区容量=1，empty和full的PV操作已隐含互斥关系，可省略mutex信号量

例题1：标准生产者-消费者（缓冲区大小=n）

信号量初值：empty=n, full=0, mutex=1

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生产者进程：{
  while(true) {
    生产数据item;
    P(empty);      // 等待空缓冲区
    P(mutex);      // 进入临界区
    {
      将item放入缓冲区;
    }
    V(mutex);      // 离开临界区
    V(full);       // 通知消费者有满缓冲区
  }
}

消费者进程：{
  while(true) {
    P(full);       // 等待满缓冲区
    P(mutex);      // 进入临界区
    {
      从缓冲区取出item;
    }
    V(mutex);      // 离开临界区
    V(empty);      // 通知生产者有空缓冲区
    消费数据item;
  }
}

例题2：单缓冲区优化（缓冲区大小=1）

信号量初值：empty=1, full=0（省略mutex）

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生产者进程：{
  while(true) {
    生产数据item;
    P(empty);      // 等待缓冲区为空
    {
      将item放入缓冲区;
    }
    V(full);       // 通知消费者缓冲区满
  }
}

消费者进程：{
  while(true) {
    P(full);       // 等待缓冲区满
    {
      从缓冲区取出item;
    }
    V(empty);      // 通知生产者缓冲区空
    消费数据item;
  }
}

为什么可省mutex？ 当缓冲区=1时，生产者P(empty)后缓冲区被占用，消费者必须等待P(full)；消费者P(full)后才能取数据，生产者必须等待V(empty)。两者天然互斥，无需额外mutex。

例题3：读者-写者问题（优先级：读者优先）

信号量初值：rw_mutex=1, read_mutex=1, read_count=0

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读者进程：{
  while(true) {
    P(read_mutex);
    {
      read_count++;
      if(read_count == 1) {
        P(rw_mutex);  // 第一个读者锁定资源
      }
    }
    V(read_mutex);
    
    {
      读取数据;
    }
    
    P(read_mutex);
    {
      read_count--;
      if(read_count == 0) {
        V(rw_mutex);  // 最后一个读者释放资源
      }
    }
    V(read_mutex);
  }
}

写者进程：{
  while(true) {
    P(rw_mutex);      // 独占资源
    {
      写入数据;
    }
    V(rw_mutex);
  }
}

关键点：read_count记录当前读者数，只有第一个读者才真正P(rw_mutex)，最后一个读者才V(rw_mutex)，允许多读者并发。

例题4：哲学家进餐（避免死锁）

信号量初值：chopstick[5]={1,1,1,1,1}

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哲学家i进程：{
  while(true) {
    {
      思考;
    }
    P(chopstick[i]);           // 拿左筷子
    P(chopstick[(i+1)%5]);     // 拿右筷子
    {
      进餐;
    }
    V(chopstick[i]);           // 放左筷子
    V(chopstick[(i+1)%5]);     // 放右筷子
  }
}

死锁风险：若所有哲学家同时拿左筷子，都在等右筷子→死锁。

解决方案：

  • 方案A：最多4个哲学家同时进餐（加一个信号量dining=4）
  • 方案B：奇数号哲学家先拿左筷子，偶数号先拿右筷子（破循环等待）
  • 方案C：拿筷子前先获得互斥锁（一次性拿两根）

调度算法

高中低级调度

三级调度是操作系统进程管理的核心机制，负责不同粒度的资源分配决策。

调度级别 调度对象 触发时机 主要职责 批处理系统 分时系统 实时系统
高级调度（作业调度） 作业 作业提交时 从后备队列选作业进入内存，创建进程 ✅ 必须 ❌ 无 ❌ 无
中级调度（内存调度） 进程 内存不足时 将进程在内存与外存间对换，控制并发度 ❌ 无 ✅ 必须 ✅ 必须
低级调度（进程调度） 进程 时间片用尽/I/O等 从就绪队列选进程进入CPU执行 ✅ 必须 ✅ 必须 ✅ 必须

关键理解：

  • 高级调度：只在批处理系统中存在，因为分时/实时系统用户交互式提交，无需后备队列管理
  • 中级调度：分时和实时系统必须有，用于虚拟内存管理；批处理系统内存充足，无需对换
  • 低级调度：所有系统都必须有，是CPU资源分配的最基本机制

带权周转时间

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进程调度算法

  • 先来先服务（FCFS）：先到先得
  • 最短作业优先（SJF）：优先执行短作业
  • 最短剩余时间优先（SRTN）：优先执行剩余时间最短的作业
  • 优先级调度：优先级高的优先执行
  • 多级反馈队列：优先级高的队列优先级高，优先级低的队列优先级低
  • 时间片轮转（RR）：每个进程分配固定时间片，时间片用完后进程被挂起，等待下一轮调度

FCFS(First Come First Serve)

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SJF(Shortest Job First)

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SRTN(Shortest Remaining Time Next)

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优先级调度

优先级算法分为非抢占式有优先级和抢占式有优先级两种。

  • 非抢占式有优先级：优先级高（数值小，这是UNIX的表示方式）的进程先执行，优先级低的进程后执行，优先级相同的进程按FCFS执行
  • 抢占式有优先级：优先级高的进程可抢占优先级低的进程，优先级相同的进程按FCFS执行

同时优先级又分为两种，一种是静态优先级，一种是动态优先级。

  • 静态优先级：优先级在进程创建时确定，且在进程运行期间不会改变
  • 动态优先级：优先级在进程运行期间会改变，如进程等待时间越长，优先级越高

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时间片轮转

时间片是一个小的时间单位，通常为10～100 ms数量级。

所有就绪进程按先入先出的原则排成一个队列，每次调度时，把CPU分配给队首进程，令其执行一个时间片，时间片用完时，调度程序将该进程送往就绪队列的末尾，再把CPU分配给新的队首进程，让它也执行一个时间片。

时间片选择过大: 当时间片的选择超过任何一个程序所需要的执行时间长度，则完全退化为FCFS
时间片选择过小：则进程切换所用的系统消耗将太多,降低系统效率。

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17

北京信息科技大学 2020 - 2021 学年第一学期

分时操作系统调度方法

18

答案：D 时间片轮转
解析：

  1. 分时操作系统的核心是让多个用户逻辑上同时使用系统，需公平分配CPU资源。时间片轮转是其专用调度策略：系统将CPU时间划分为固定时长的“时间片”，按就绪进程的顺序依次分配时间片，时间片耗尽则切换进程，以此保证多用户的响应及时性。
  2. 其他选项的问题：
    • 先进先出/先来先服务（A、B）：属于非抢占式调度，无法快速切换进程，不能满足分时系统的多用户响应需求；
    • 优先级（C）：仅按优先级调度会导致低优先级进程长期等待，无法实现多用户公平共享CPU资源，不符合分时系统的设计目标。

分页系统页面置换算法

19

答案：B 6μs
解析：

  1. 基本分页系统中，页面访问需两步主存存取：
    • 第一步：访问主存中的页表，获取页对应的物理块号，耗时3μs；
    • 第二步：根据物理块号访问主存中的目标页面，耗时3μs。
  2. 总耗时为两次主存存取的时间之和，即3μs + 3μs = 6μs。

进程三态

20

答案：B 执行了P操作
解析：

  1. 进程状态转换逻辑：
    • P操作（申请资源）：若执行P操作时，信号量的值小于0，进程会因无法获取资源而从运行态转为阻塞态，进入该信号量的等待队列。
  2. 其他选项分析：
    • A V操作（释放资源）：会唤醒阻塞态进程，不会使运行态转阻塞态；
    • C 时间片用完：进程会从运行态转为就绪态，等待下一次时间片分配；
    • D 执行终止：进程会直接结束，并非转为阻塞态。

分页抖动

21

答案：C 请求分页
解析：

  1. 抖动现象的产生条件：抖动（颠簸）是指系统频繁地进行页面换入换出，导致CPU利用率急剧下降的现象，仅出现在请求分页存储管理中。因为请求分页是基于“部分装入”的虚拟存储技术，进程运行时会动态请求页面，若内存中可用帧不足，就会频繁置换页面，引发抖动。

  2. 其他选项的排除：

    • 固定分区、可变分区：属于连续分配方式，进程需整体装入内存，无页面置换操作，不会产生抖动；
    • 基本分页：是实存管理，进程的所有页面需全部装入内存才能运行，也不存在页面换入换出，不会出现抖动。

等待时间

22

答案：C 等待时间
解析：

  1. 各选项定义：
  • 等待时间：指作业进入后备队列后，等待作业调度程序选中的时间间隔，与题干描述一致；
  • 响应时间：通常指从用户提交请求到系统首次产生响应的时间；
  • 周转时间：作业从提交到完成的总时间（包括等待、运行等阶段）；
  • 运行时间：作业在CPU上实际执行的时间。

段式存储管理最大长度

23

答案：A 2^{24}

解析：
段式存储的地址结构分为“段号”和“段内偏移”两部分：

  1. 地址总长度为32位，其中8位表示段号，则段内偏移的位数为 (32 - 8 = 24) 位；
  2. 段内偏移的位数决定了每段的最大长度，24位对应的最大地址空间为 (2^{24}) 字节。

实时操作系统

24

答案：A 实时性和可靠性
解析：
实时操作系统的核心目标是“在规定时间内完成任务”，因此设计时需优先保证：

  1. 实时性：系统能对外部事件做出及时响应，满足任务的时间约束；
  2. 可靠性：实时系统常应用于工业控制、医疗设备等关键场景，必须保证运行稳定、故障影响可控。

其他选项的排除：

  • 灵活性、兼容性、共享性并非实时系统的核心需求；
  • 并发性是多任务系统的共性特征，并非实时系统的首要设计考量。

缓冲技术

25

答案：D 缓冲技术

解析：
缓冲技术的核心作用是协调速度不匹配的设备之间的数据传输：

  1. 当CPU输出数据时，先将数据写入缓冲区，CPU可继续执行其他任务；
  2. 打印机从缓冲区中逐步读取数据进行打印，无需等待CPU直接传输，从而解决了CPU与打印机的速度差异矛盾。

其他选项的排除：

  • 并行技术：用于多个设备同时工作，无法解决速度不匹配问题；
  • 中断技术：用于设备完成操作后通知CPU，不能缓冲数据以协调速度；
  • 共享技术：是资源复用的方式，与速度协调无关。

缓冲技术 vs 中断技术对比

对比维度 缓冲技术 中断技术
核心作用 协调速度不匹配的设备间的数据传输 设备完成操作后通知CPU进行处理
解决问题 CPU与I/O设备速度差异（如CPU快、打印机慢） CPU与设备的异步通信问题
工作原理 数据先写入缓冲区，设备从缓冲区读取，CPU无需等待 设备完成操作后发送中断信号，CPU响应中断进行处理
CPU效率 ✅ 高（CPU可继续执行其他任务） ✅ 高（CPU无需轮询查询设备状态）
数据存储 ✅ 有（缓冲区存储数据） ❌ 无（仅通知机制）
典型场景 打印机输出、磁盘读写、网络数据传输 键盘输入、鼠标点击、设备完成通知
是否必须 当设备速度差异大时必须 所有I/O操作都需要
缺点 占用内存空间；缓冲区满时CPU需等待 中断处理开销大；频繁中断会降低效率

关键理解：

  • 缓冲和中断是互补关系，不是替代关系
  • 缓冲解决的是速度不匹配，中断解决的是异步通信
  • 实际I/O系统通常同时使用两种技术：缓冲区存储数据，中断通知CPU处理

文件系统基本功能

26

答案：B 实现对文件的按名存取
解析：
从用户角度，文件系统的核心价值是简化文件操作：用户无需了解文件的物理存储位置（如磁盘扇区），只需通过文件名即可完成文件的创建、读取、修改等操作，即“按名存取”。

其他选项的排除：

  • 实现虚拟存储：是存储管理的功能，并非文件系统的基本功能；
  • 提高外存读写速度：是文件系统的优化目标之一，但不是面向用户的基本功能；
  • 用于存储系统文件：文件系统可存储各类文件（包括用户文件），并非仅用于系统文件。

信号量初值

27

答案：C 3

解析：
信号量用于管理共享资源时，其初值通常等于资源的可用数量：
本题中共享资源是3台打印机，因此信号量初值应定义为3，代表初始状态下有3台打印机可供进程申请使用。

逻辑地址空间

28

该表述错误。
解析：

  1. 16位逻辑地址空间的总容量为 (2^{16}) 字节；
  2. 页面大小为1KB，即 (2^{10}) 字节；
  3. 逻辑页的最大数量 = 总逻辑地址空间容量 ÷ 页面大小 = (2^{16} ÷ 2^{10} = 2^{6} = 64) 个。

因此用户进程最多可有64个逻辑页，并非32个。

用户态内核态

29

该表述错误。
解析：
处理机有“用户态”和“核心态”两种状态：

  1. 用户程序默认在用户态下执行，此状态下无法直接访问系统资源；
  2. 当执行系统调用时，需要切换到核心态（特权态），才能执行操作系统的内核代码、访问系统资源；
  3. 系统调用执行完成后，处理机才会回到用户态。

因此执行系统调用时，处理机状态是转为核心态，而非用户态。

多道批处理系统

30

该表述正确。

解析：

  1. 多道批处理系统的特点：
    • 并发执行：系统可同时加载多个作业到内存，通过进程调度使多个进程交替占用CPU，实现并发执行，提升了CPU利用率；
    • 交互性差：作业一旦提交，在完成前用户无法与作业进行交互（如输入指令、修改参数等），作业按批量自动处理。

因此多道批处理系统具备进程并发执行的能力，但交互性较弱。

虚拟设备

31

该表述正确。

解析：
虚拟设备技术（典型如SPOOLing技术）的核心逻辑是：

  1. 独占设备（如打印机）同一时间只能被一个进程使用，利用率低；
  2. 通过在内存中开辟输入/输出缓冲区，将进程对独占设备的请求先缓存到缓冲区，再由系统统一调度设备处理，从而让多个进程“逻辑上同时使用”该设备，实现了独占设备向共享设备的转化。

临界区

32

该表述错误。

解析：
进程退出临界区时，会释放临界资源的同步信号量：

  1. 若有其他进程等待进入临界区，系统会唤醒等待队列中的进程，被唤醒的进程会转为就绪态，等待CPU调度后进入临界区；
  2. 进程无需进入阻塞态等待，阻塞态是进程无法获取资源时的状态，而此时资源已被释放。

内存碎片

33

该表述正确。

解析：
分区式存储管理（包括固定分区和可变分区）的缺陷是易产生内存碎片：

  1. 固定分区：分区大小固定，若进程大小与分区不匹配，会产生内部碎片（分区内未被利用的空间）；
  2. 可变分区：随进程的分配与释放，内存中会出现多个分散的小空闲区域（外部碎片），这些碎片容量太小，无法满足后续进程的内存需求，导致资源浪费。

文件控制块FCB

34

  1. 文件控制块的定义及与文件的关系
    文件控制块（FCB）是操作系统为管理文件而设置的数据结构，用于存储文件的基本信息（如文件名、大小、存储位置等）。
    它与文件的关系是：FCB是文件的“标识与管理载体”，每个文件对应唯一的FCB，操作系统通过FCB识别、操作文件。

  2. 两种文件控制块的特点
    （1）左侧FCB的特点

    • 信息集成化：将文件名、扩展名、属性、时间、日期、首块号、大小等所有文件信息直接存储在FCB中，信息完整且访问直接。
    • 空间占用大：包含的字段较多，单个FCB占用内存/外存空间较大。
    • 适用于简单文件系统：无需额外查找其他结构，适合文件数量较少、管理逻辑简单的系统（如早期DOS的FAT文件系统）。
      （2）右侧FCB的特点
    • 信息轻量化：仅存储文件名和I节点号，核心文件信息（如大小、存 储位置）存储在独立的“I节点”结构中。
    • 空间占用小：FCB本身字段少，节省目录区空间，可存储更多文件 名。
    • 适用于大型文件系统：通过I节点号间接关联文件信息，便于文件信 息的共享与修改（如Unix/Linux的文件系统），同时提升了目录管理的效率。

多道程序优缺点

35

从CPU、内存、I/O外设利用率及系统吞吐量角度，分析如下：

  1. 单道程序（图a）的优缺点
    优点：
    • 管理简单：无需进程调度、内存分配等复杂逻辑，系统开销小。
      缺点：
    • CPU利用率低：程序执行I/O操作时，CPU处于空闲状态（等待I/O完成），资源浪费严重。
    • I/O外设利用率低：同一时间仅一个设备（如磁盘）工作，其他I/O设备闲置。
    • 内存利用率低：内存仅加载一个程序，剩余空间无法利用。
    • 系统吞吐量低：单位时间内完成的作业数量少，整体效率低。
  2. 多道程序（图b）的优缺点
    优点
    • CPU利用率高：当一个程序执行I/O操作时，系统调度另一个程序占用CPU，减少CPU空闲时间。
    • I/O外设利用率高：多个I/O设备（如磁盘、磁带）可并行工作，提升设备使用效率。
    • 内存利用率高：内存同时加载多个程序，充分利用内存空间。
    • 系统吞吐量高：单位时间内完成的作业数量更多，系统整体效率提升。
      缺点
    • 系统开销增加：需要进程调度、内存管理等机制，占用部分系统资源。
    • 管理复杂度提升：需处理进程并发、资源竞争等问题，系统设计与实现更复杂。

PV 操作

36

(1) 进程间的制约关系

  • A和B：存在互斥关系，系统限制二者不能同时读文件F；
  • C和D：存在互斥关系，系统限制二者不能同时读文件F；
  • A和C：无制约关系，可同时读文件F；
  • B和D：无制约关系，可同时读文件F。

(2) 信号量的定义

定义2个信号量：

  • S1：用于控制进程A和B的互斥，含义是“文件F是否允许A/B读取”，初值为1（表示初始时可允许一个进程读取）；
  • S2：用于控制进程C和D的互斥，含义是“文件F是否允许C/D读取”，初值为1（表示初始时可允许一个进程读取）。

(3) PV操作伪码

  • [1]：P(S1)
  • [2]：V(S1)
  • [3]：P(S1)
  • [4]：V(S1)
  • [5]：P(S2)
  • [6]：V(S2)
  • [7]：P(S2)
  • [8]：V(S2)

预防死锁与银行家算法

37

一、预防死锁（静态分配方式）的分析

静态分配要求进程在运行前一次性申请所需的全部资源（本题中每个进程最多需要3台刻录机）。

计算过程：
设同时运行的进程数为n，则需满足 3n ≤ 19。
由于n为整数，解得nmax ​= 6（3×6=18≤19，若 n=7 则 3×7=21 > 19）。

结论：

  • 能同时运行的最多进程数：6个；
  • 未分配的刻录机最少台数：( 19 - 18 = 1 )台。

二、避免死锁（银行家算法）的分析

银行家算法允许进程动态申请资源，需保证“所有进程的最大需求之和 ≤ 可用资源 + 已分配资源”，且能找到安全序列。

本题中，每个进程的资源需求为：

  • 已分配：2台（运行较长时间内的需求）；
  • 最大需求：3台（即每个进程还需( 3-2=1 )台）。

  1. 同时运行的最多进程数
    设同时运行的进程数为( n )，需满足：

    • 已分配资源总量：( 2n )（每个进程先分配2台）；
    • 剩余可用资源：( 19 - 2n )；
    • 所有进程的剩余需求总量：( 1×n )（每个进程还需1台）。

    为保证安全，剩余可用资源需≥任意一个进程的剩余需求（本题中剩余需求均为1），且剩余可用资源需能满足至少一个进程完成（释放资源）。

    实际约束：2n ≤ 19（已分配资源不超过总资源），且剩余可用资源 19−2n ≥ 1（至少能满足一个进程的剩余需求）。

    联立得：2n ≤ 18 → nmax​=9（2×9=18≤19，剩余可用资源19−18=1，恰好满足一个进程的剩余需求）。

  2. 未分配的刻录机数量

    • 最少台数：当进程数最多（( n=9 )）时，已分配( 2×9=18 )台，未分配台数为( 19-18=1 )台；
    • 最多台数：当进程数最少（( n=1 )）时，已分配2台，未分配台数为( 19-2=17 )台。

最终结论

分配方式 同时运行的最多进程数 未分配刻录机最少台数 未分配刻录机最多台数
预防死锁（静态分配） 6 1 -
避免死锁（银行家算法） 9 1 17

磁盘寻道

38

一、先来先服务（FCFS）算法

  1. 寻道次序
    当前磁头在 18 号柱面，按请求到达顺序处理：18 → 6 → 38 → 50 → 12 → 27 → 10

  2. 寻道距离计算
    18→6：∣18−6∣=12
    6→38：∣6−38∣=32
    38→50：∣38−50∣=12
    50→12：∣50−12∣=38
    12→27：∣12−27∣=15
    27→10：∣27−10∣=17

    总寻道距离：12+32+12+38+15+17=126寻道时间：126×3=378ms

二、最短寻道优先（SSTF）算法

  1. 寻道次序

    当前磁头在 18 号柱面，每次选择与当前柱面距离最近的请求：18 → 12 → 10 → 6 → 27 → 38 → 50

  2. 寻道距离计算
    18→12：∣18−12∣=6
    12→10：∣12−10∣=2
    10→6：∣10−6∣=4
    6→27：∣6−27∣=21
    27→38：∣27−38∣=11
    38→50：∣38−50∣=12

    总寻道距离：6+2+4+21+11+12=56寻道时间：56×3=168ms

三、两种算法的特点

  1. 先来先服务（FCFS）

    • 优点：公平、实现简单，按请求顺序处理，无优先级偏差；
    • 缺点：寻道距离长、时间久，磁头可能频繁大范围移动，效率低。

  2. 最短寻道优先（SSTF）

    • 优点：寻道距离短、时间少，磁头移动更高效，能提升磁盘 I/O 性能；
    • 缺点：可能导致 “饥饿” 现象（距离远的请求长期得不到处理），缺乏全局公平性。

作业调度算法

39

一、先来先服务（FCFS）调度算法

  1. 执行次序
    J1 → J2 → J3
  2. 计算周转时间与带权周转时间
    周转时间 = 作业完成时间 - 作业到达时间（因同时到达，到达时间为0）；
    带权周转时间 = 周转时间 ÷ 运行时间。
作业 运行时间 完成时间 周转时间 带权周转时间
J1 11 11 11 (11÷11=1)
J2 5 (11+5=16) 16 (16÷5=3.2)
J3 8 (16+8=24) 24 (24÷8=3)
  • 平均周转时间：(11+16+24)÷3 = 51÷3 = 17
  • 平均带权周转时间：(1+3.2+3)÷3 = 7.2÷3 = 2.4

二、短作业优先（SJF）调度算法

  1. 执行次序
    按运行时间由短到长：J2 → J3 → J1
  2. 计算周转时间与带权周转时间
作业 运行时间 完成时间 周转时间 带权周转时间
J2 5 5 5 (5÷5=1)
J3 8 (5+8=13) 13 (13÷8=1.625)
J1 11 (13+11=24) 24 (24÷11≈2.18)
  • 平均周转时间：((5+13+24)÷3 = 42÷3 = 14)
  • 平均带权周转时间：((1+1.625+2.18)÷3 ≈ 4.805÷3 ≈ 1.60)

三、算法性能比较

  • 平均周转时间：SJF（14）优于FCFS（17）；
  • 平均带权周转时间：SJF（≈1.60）优于FCFS（2.4）；
  • 结论：短作业优先算法能有效降低作业的平均等待/周转时间，提升系统吞吐量，但可能导致长作业“饥饿”；先来先服务算法公平性强，但对短作业的响应效率较低。

页面置换算法

40

一、先进先出法（FIFO）的缺页次数计算
内存块数为3，初始为空，页面走向：0、1、3、2、5、4、2、1、4、0。

页面走向 内存块状态 是否缺页
0 [0, 空, 空] 是
1 [0, 1, 空] 是
3 [0, 1, 3] 是
2 [2, 1, 3]（换0） 是
5 [2, 5, 3]（换1） 是
4 [2, 5, 4]（换3） 是
2 [2, 5, 4] 否
1 [1, 5, 4]（换2） 是
4 [1, 5, 4] 否
0 [1, 0, 4]（换5） 是

缺页次数：共8次。

OPT置换“未来最久不使用”的页面，页面走向：0、1、3、2、5、4、2、1、4、0。

页面走向 内存块状态 是否缺页
0 [0, 空, 空] 是
1 [0, 1, 空] 是
3 [0, 1, 3] 是
2 [0, 1, 2]（换3，3不再使用） 是
5 [5, 1, 2]（换0，0最后使用） 是
4 [4, 1, 2]（换5，5不再使用） 是
2 [4, 1, 2] 否
1 [4, 1, 2] 否
4 [4, 1, 2] 否
0 [0, 1, 2]（换谁都可以） 是

缺页次数：共7次。

FIFO算法：

  • 优点：实现简单，仅需记录页面进入内存的顺序
  • 缺点：可能出现”Belady异常”（内存块数增加时，缺页次数反而上升），置换效率不高

OPT算法：

  • 优点：理论上缺页次数最少，置换效率最优
  • 缺点：无法实际实现（需要预知页面的未来走向），仅作为算法性能的理论参考

  1. FIFO算法

    • 优点：实现简单，仅需记录页面进入内存的顺序；
    • 缺点：可能出现“Belady异常”（内存块数增加时，缺页次数反而上升），置换效率不高（未考虑页面的实际使用频率）。

  2. OPT算法

    • 优点：理论上缺页次数最少，置换效率最优；
    • 缺点：无法实际实现（需要预知页面的未来走向），仅作为算法性能的理论参考。

无来源的另一套

多道批处理系统的目的

41

答案：A 充分利用CPU，提高了输入输出设备和内存的利用率

解析：
多道程序设计技术的核心目标是让多个程序并发执行，当一个程序进行I/O操作时，CPU可调度另一个程序运行，从而减少CPU空闲时间；同时内存可加载多个程序，I/O设备也能并行工作，最终提升CPU、内存、I/O设备的利用率。

其他选项排除：

  • B：多道批处理系统交互性差，并非提升交互能力；
  • C：实时响应速度是实时操作系统的目标，与多道批处理无关；
  • D：代码共享并非多道程序设计的核心目的。

分页技术地址大小

42

答案：C) 12

解析：
页内地址的位数由页大小决定，页大小为 (4KB = 2^{12}) 字节，因此需要12位二进制数来表示页内的偏移地址（即页内地址为12位）。

进程三态转换

43

答案：B 资源释放

解析：

  • 进程处于阻塞态是因为等待某资源（如I/O完成、资源分配）；
  • 当其他进程释放该资源时，阻塞态的进程会被唤醒，转为就绪态，等待CPU调度。

其他选项排除：

  • A：资源申请会使进程从运行态/就绪态转为阻塞态；
  • C：时间片到会使进程从运行态转为就绪态；
  • D：进程调度是将就绪态进程转为运行态。

页面置换算法

44

答案：B 先进先出法

解析：
先进先出法（FIFO）是经典的页面置换算法之一，其逻辑是置换内存中最早进入的页面。

其他选项排除：

  • A：多级反馈队列法是进程调度算法，用于CPU资源的调度；
  • C：银行家算法是避免死锁的资源分配算法，并非页面置换算法；
  • D：电梯算法是磁盘调度算法，用于优化磁盘寻道。

高响应比算法

45

答案：D 高响应比优先

解析：
高响应比优先算法的响应比公式为：响应比 =（等待时间 + 运行时间）÷ 运行时间。

  • 对短进程：运行时间短，响应比高，能优先调度；
  • 对长进程：等待时间增加后，响应比会逐渐提高，避免“饥饿”，兼顾了长进程。
    但该算法需要实时计算每个进程的响应比，系统开销较大。

其他选项排除：

  • A. 轮转法：按时间片公平调度，但未区分进程长短；
  • B. 短作业优先：优先短进程，但长进程易“饥饿”；
  • C. 最短剩余时间优先：是短作业优先的抢占式版本，同样易导致长进程“饥饿”。

高响应比算法

45

答案：D 高响应比优先

核心思想：

高响应比优先（HRRN）算法综合考虑进程的等待时间和运行时间，通过计算响应比来决定调度顺序，既照顾短进程，也避免长进程”饥饿”。

响应比公式：

46

算法特点：

  • 对短进程有利：运行时间短，分母小，响应比高，优先调度
  • 对长进程公平：等待时间越长，响应比越高，最终也能被调度，避免”饥饿”
  • 非抢占式：进程一旦开始运行，不会被中断，直到完成
  • 系统开销大：每次调度都需计算所有就绪进程的响应比

与其他算法的对比：

算法 优点 缺点 适用场景
FCFS 公平、实现简单 长进程等待久，平均周转时间长 批处理系统
SJF 平均周转时间最短 长进程易”饥饿” 批处理系统
HRRN 兼顾公平性和效率 需实时计算响应比，开销大 批处理系统
RR 公平、响应快 上下文切换开销大 分时系统

例题：

已知三个进程同时到达，运行时间分别为8ms、4ms、2ms。采用HRRN调度，计算调度顺序和平均周转时间。

解析：

初始状态（t=0）：

  • P1：等待=0，运行=8，响应比=(0+8)/8=1.0
  • P2：等待=0，运行=4，响应比=(0+4)/4=1.0
  • P3：等待=0，运行=2，响应比=(0+2)/2=1.0

响应比相同，按到达顺序选P1执行。

P1执行完毕（t=8）：

  • P2：等待=8，运行=4，响应比=(8+4)/4=3.0
  • P3：等待=8，运行=2，响应比=(8+2)/2=5.0

P3响应比最高，选P3执行。

P3执行完毕（t=10）：

  • P2：等待=10，运行=4，响应比=(10+4)/4=3.5

P2执行完毕（t=14）。

调度结果：

进程 运行时间 完成时间 周转时间 带权周转时间
P1 8 8 8 8/8=1.0
P3 2 10 10 10/2=5.0
P2 4 14 14 14/4=3.5
  • 平均周转时间：(8+10+14)/3 = 10.67ms
  • 平均带权周转时间：(1.0+5.0+3.5)/3 = 3.17

其他选项排除：

  • A. 轮转法：按时间片公平调度，但未区分进程长短，平均周转时间较长
  • B. 短作业优先：优先短进程，但长进程易”饥饿”，不够公平
  • C. 最短剩余时间优先：是短作业优先的抢占式版本，同样易导致长进程”饥饿”

外部碎片

49

答案：B）分段式存储管理

解析：

  • 外部碎片是指内存中分散的、无法被利用的小空闲区域，通常由动态分配/释放内存导致。
  • 分段式存储管理中，进程按逻辑段分配连续内存，当段被释放后，会在内存中形成分散的小空闲区，即外部碎片。

其他选项排除：

  • A）分页式存储管理：内存按固定页大小分配，仅产生内部碎片（页内未利用空间）；
  • C）固定分区式存储管理：分区大小固定，产生内部碎片；
  • D）段页式存储管理：结合分段与分页，内存按页分配，仅产生内部碎片。

文件类型

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答案：A 普通文件

解析：
在Unix/Linux系统中，gcc编译C程序生成的a.out是可执行的二进制文件，属于普通文件（普通文件包含文本、二进制数据等，是系统中最常见的文件类型）。

其他选项排除：

  • B）ASCII文件：是文本文件，而a.out是二进制文件，不属于ASCII文件；
  • C）目录文件：用于管理文件和子目录，a.out是可执行文件，不是目录；
  • D）特别文件：对应硬件设备（如磁盘、终端），a.out是用户生成的可执行文件，不属于特别文件。

SPOOLing（假脱机）技术

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答案：D 实现了虚存管理

解析：
SPOOLing（假脱机）技术的核心是将独占设备（如打印机）转化为共享设备，通过磁盘上的输入/输出缓冲区暂存数据，其作用是提升设备利用率，与“虚存管理”（内存扩展技术）无关。

其他选项分析：

  • A）正确：SPOOLing利用磁盘（共享设备）模拟独占设备，让多个进程逻辑上同时使用；
  • B）正确：SPOOLing需要管理缓冲区、调度设备等，增加了系统复杂度；
  • C）正确：SPOOLing需在磁盘上开辟缓冲区，会占用一定磁盘空间。