操作系統(tǒng)作業(yè)答案

1、第5幸習(xí)題答案3、可變分區(qū)管理方式下，釆用移動技術(shù)有什么優(yōu)點移動一道作業(yè)時操作系統(tǒng)要做哪些工作 答：消除外部碎片經(jīng)過一段時間的分配回收后，會產(chǎn)生很多碎片，這些碎片都很小，不足以滿 足程序分配重內(nèi)存的要求，但總和可以滿足程序的分配要求通過移動技札在適當?shù)臅r候， 在內(nèi)存中移動程序，把所有空閑碎片合并成一個連續(xù)的大空閑空間放在內(nèi)存一端，就可以滿 足分配的要求移動一道作業(yè)時，操作系統(tǒng)需要修改被移動進程的地址信息，還要復(fù)制進程空間；而且在移 動時必須停止所有其他程序的運行。4、用可變分區(qū)方式管理主存時，假定主存中扶地址順序依次有五個空閑區(qū)，空閑區(qū)的大小 依次為32K, 10K, 5K, 228K, 10

2、0K?，F(xiàn)有五個作業(yè)J1, J2, J3, J4和J5。它們各需主存 1K, 10K, 108K, 28K和115Ko若采用最先適應(yīng)分配算法能把這五個作業(yè)按山J5的次序 全部裝入主存嗎你認為按怎樣的次序裝入這五個作業(yè)可使主存空間利用率最高。答：(1)不行。列表模擬jrjs進入內(nèi)存情況如下：初始空閑分 區(qū)狀態(tài)J1進入后空 閑分區(qū)的狀 態(tài)J2進入后空 閑分區(qū)的狀 態(tài)J3進入后空 閑分區(qū)的狀 態(tài)J4進入后空 閑分區(qū)的狀 態(tài)沒有滿足J5 運行條件的 空閑分區(qū)32K31K21K21K21K10K10K10K10K10K5K5K5K5K5K228K228K228K120K92K100K100K100K100

3、K100K(2)以J1, J2, J3, J5, J4的次序裝入這五個作業(yè)可使主存空間利用率最離。以上述順序模擬裝入過程列表如下:初始空閑分 區(qū)狀態(tài)J1進入后空 閑分區(qū)的狀 態(tài)J2進入后空 閑分區(qū)的狀 態(tài)J3進入后空 閑分區(qū)的狀 態(tài)J5進入后空 閑分區(qū)的狀 態(tài)J4進入后空 閑分區(qū)的狀 態(tài)32K31K21K21K21K21K10K10K10K10K10K10K5K5K5K5K5K5K228K228K228K120K5K5K100K100K100K100K100K72K這樣可以將五個作業(yè)全部裝入內(nèi)存，使得內(nèi)存利用率最高。6x段式存儲管理系統(tǒng)中是如何實現(xiàn)存儲保護的答：因為段是按邏輯意艾來劃分的，可以

4、按段名訪問所以段式存儲管理可以方便地實現(xiàn)內(nèi)存 信息的共享并進行有效的內(nèi)存保護。段式管理的保護主要有兩種。一種是地址越界保護法，另一種是存取方式控制保護法。 具體措施有：(1) 利用段表及段長來實現(xiàn)段的保護，防止程序執(zhí)行時地址越界。(2) 存取權(quán)限保護法：在段表中設(shè)有“存取權(quán)” 一項，可對程序的保護權(quán)限進行各 種必要的限制。(3) 存儲保護鍵保護：由于I/O通道對存儲器訪問是不經(jīng)過段表的，因此有的機器 還采用存儲保護鍵保護。地址越界保護是利用表中的段長項與虛擬地址中的段內(nèi)相對地址比較進行的。若段內(nèi) 相對地址大于段長，系統(tǒng)就會產(chǎn)生保護中斷。不過，在允許段動態(tài)增長的系統(tǒng)中，段內(nèi)相 對地址大于段長是允

5、許的。為此，段表中設(shè)置相應(yīng)的增補位以指示是否允許該段動態(tài)增長。建立存取控制指在段表的每個表目中，除指明段長以外，還增加“存取方式” 一項。 這種段的保護，對非共享段來說，主要是用來指示程序設(shè)計的錯誤。而對于共享段來說， 則顯得特別重要。釆取存取保護鍵。由于I/O通道對存儲器的訪問是不經(jīng)過段表的，因此有的機器除了 段保護之外，還釆用存儲保護鍵。因為這種保護對I/O通道十分有效?？傊?，在一個段式存儲管理系統(tǒng)中，通過建立段表，施加存取控制，以及設(shè)置存儲保 護鍵等，可以提供一個多級的存儲保護體系。10.有一個操作系統(tǒng)采用段式存儲管理方案，用戶區(qū)內(nèi)存為512K,分配時截取空閑塊的前 半部分(小地址部分)

6、。初始時內(nèi)存全部空閑。系統(tǒng)執(zhí)行如下申請、釋放操作序列。申請300K,申請100K,釋放300K,申請150K,申請50K,申請90K(1) 若采用首先適應(yīng)算法，空閑塊表中有哪些空塊(指出大小，地址)；(2) 若采用最佳適應(yīng)算法，空閑塊表中有哪些空塊(指出大小，地址)；(3) 若隨后又申請80K,針對上述兩種情況說明結(jié)果其結(jié)果說明了什么問題答：操作系統(tǒng)釆用段式存儲。執(zhí)行申請釋放序列后，結(jié)果如下：a、如果釆用首先適應(yīng)算法，空閑塊表中的空塊有地址大小290k10k400k112kb、如呆釆用最佳適應(yīng)算法，空閑塊表中的空塊有地址大小240k60k450k62kc、若繼續(xù)申請80k如果之祈釆用首先適應(yīng)算

7、法，則直接分配起始地址為400k的連續(xù)80k空間如果之祈釆用最佳適應(yīng)算法，則需要首先采用拼接技術(shù)對空閑空間進行合并，然后 在合并后的空閑空間中分配連續(xù)80k空間。在上述悄況中釆用最佳適應(yīng)算法卻導(dǎo)致后來的內(nèi)存直接分配失敗而不得不進行內(nèi) 存空間整理。這說明炭佳適應(yīng)算法并不是所有時候都能.夠保持大塊連續(xù)的空閑空間。1K假如一個程序的段表如下:段號狀態(tài)位段起始地址0 0 100段長 存取控制40W2020102 015901 00E3 07550R其中，狀態(tài)位為“1”表示該段不在內(nèi)存。存取控制："表示可寫，R表示可讀，E表示可執(zhí) 行。對于以下的邏輯地址可能會發(fā)生什么情況：(1) STORE

8、1, 0, 50(2) STORE 1, 1, 10(3) LOAD 1, 2, 77(4) LOAD 1, 3, 20答：(1)地址越界保護：(2) 發(fā)生鏈接中斷，由操作系統(tǒng)的鏈接中斷處理程序處理，根據(jù)間接字中的地址找到 鏈接地址的符號名，并將目標段調(diào)入內(nèi)存分配段號，再根據(jù)標號找到段內(nèi)地址，修改間接字， 置狀態(tài)位為0,完成鏈接后，重新執(zhí)行該指令，將R1中的奇存器寫入目標地址；(3) 內(nèi)存保護錯誤?？蓤?zhí)行數(shù)據(jù)不能被load(4) 可以將第3段，偏移為20處所存的地址指向的內(nèi)存單元的數(shù)據(jù)讀入R1中12、設(shè)在內(nèi)存中按地址遞增次序有三個不連續(xù)的空閑區(qū)F1、F2、F3,它們的容畳分別是60K、 130

9、K. 20Ko請給出一個后備作業(yè)序列，使得實施存儲分配時(1) 釆用最佳適應(yīng)算法將取得好的效果，而采用最差適應(yīng)算法和首先適應(yīng)算法效果都不好；(2) 采用最佳適應(yīng)算法效果不好，而采用最差適應(yīng)算法和首先適應(yīng)算法都可取得好的效杲；(3) 采用載差適應(yīng)算法將取得好的效果，而采用首先適應(yīng)算法和最佳適應(yīng)算法效果都不好;(4) 采用這三種算法都可取得好效果；(5) 采用這三種算法效果都不好。答：(1) 符合要求的后備作業(yè)序列為J1:1K,J2：60K,J3:130K模擬采用靈佳適應(yīng)算法的裝入過程如下：初始空閑區(qū)狀態(tài)裝入J1后的空閑區(qū) 狀態(tài)裝入J2后的空閑區(qū) 狀態(tài)裝入J3后的空閑區(qū) 狀態(tài)60K60K0K0K1

10、30K130K130K0K20K19K19K19K模擬采用最壞適應(yīng)算法的裝入過程如下:初始空閑區(qū)狀態(tài)裝入J1后的空閑區(qū) 狀態(tài)裝入J2后的空閑區(qū) 狀態(tài)沒有可以滿足J3裝 入條件的空閑區(qū)60K60K0K130K129K129K20K20K20K模擬采用首先適應(yīng)算法的裝入過程如下:初始空閑區(qū)狀態(tài)裝入J1后的空閑區(qū) 狀態(tài)裝入J2后的空閑區(qū) 狀態(tài)沒有可以滿足J3裝 入條件的空閑區(qū)60K59K59K130K130K70K20K20K20K只有釆用最佳適應(yīng)算法才能將3個作業(yè)全部裝入，因為其他兩種算法都為了裝入較小的作業(yè) 而劃分了較大的空閑區(qū)，使得剩余的空閑區(qū)相對于未裝入的較大的作業(yè)小了(2)滿足條件的后備隊

11、列為：J1:1K,J2：129K,J3:59K,J4：20K。模擬采用靈佳適應(yīng)算法的裝入過程如下:初始空閑區(qū)狀態(tài)裝入J1后的空 閑區(qū)狀態(tài)裝入J2后的空 閑區(qū)狀態(tài)裝入J3后的空 閑區(qū)狀態(tài)沒有可以滿足J4裝入條件的 空閑區(qū)60K60K60K1K130K130K1K1K20K19K19K19K模擬釆用眾壞適應(yīng)算法的裝入過程如下:初始空閑區(qū)狀態(tài)裟入J1后的空 閑區(qū)狀態(tài)裟入J2后的空 閑區(qū)狀態(tài)裟入J3后的空閑 區(qū)狀態(tài)裝入J4后的空 閑區(qū)狀態(tài)60K60K60K1K1K130K129K0K0K0K20K20K20K20K0K模擬采用首先適應(yīng)算法的裝入過程如下:初始空閑區(qū)狀態(tài)裝入J1后的空 閑區(qū)狀態(tài)裝入J1后

12、的空 閑區(qū)狀態(tài)裝入J1后的空 閑區(qū)狀態(tài)裝入J1后的空 閑區(qū)狀態(tài)60K59K59K0K0K130K130K1K1K1K20K20K20K20K0K釆用首先適應(yīng)算法和炭壞適應(yīng)算法都可以將4個作業(yè)全部裟入內(nèi)存，而最佳適應(yīng)算法只能將 3個作業(yè)裝入內(nèi)存。因為最佳適應(yīng)算法在裝入過程中形成了小的不能有效利用的碎片。(3)滿足條件的后備隊列為：J1:30K,J2:80K,J3:60Ko模擬釆用置差適應(yīng)算法的裝入過程如下:初始空閑區(qū)狀態(tài)裝入J1后的空閑區(qū) 狀態(tài)裝入J2后的空閑區(qū) 狀態(tài)裝入J3后的空閑區(qū) 狀態(tài)60K60K60K0K130K100K20K20K20K20K20K20K初始空閑區(qū)狀態(tài)裝入J1后的空閑區(qū)

13、裝入J2后的空閑區(qū)沒有可以滿足J3裝模擬釆用最佳適應(yīng)算法的裝入過程如下：初始空閑區(qū)狀態(tài)裝入J1后的空閑區(qū) 裝入J2后的空閑區(qū) 沒有可以滿足J3裝狀態(tài)狀態(tài)入條件的空閑區(qū)60K30K30K130K130K50K20K20K20K模擬采用首先適應(yīng)算法的裝入過程如下:初始空閑區(qū)狀態(tài)裝入J1后的空閑區(qū) 狀態(tài)裝入J2后的空閑區(qū) 狀態(tài)沒有可以滿足J3裝 入條件的空閑區(qū)60K30K30K130K130K50K20K20K20K只有最差適應(yīng)算法能把全部的作業(yè)裝入內(nèi)存。因為其余兩種算法劃分了相對較小的空閑區(qū)形 成了碎片。(4)將(2)中的后備隊列改為：J1:1K,J2:129K,J3:59K,J4：18Ko則靈佳

14、適應(yīng)算法也可以在最后一步裝入J4。則三種算法都可以裝入全部的作業(yè)。具體的過程不再畫出，請參照(2)題的表格。這是因為作業(yè)的大小剛好比較合意。(5)將(3)中的后備隊列改為J1:30K,J2:80K,J3:61KO則靈壞適應(yīng)算法也無法在最后將J3裝入內(nèi)存。則三種算法都不能裝入全部的作業(yè)。具體的 過程不再畫出，請參照(3)題的表格。這是因為作業(yè)的大小剛好比較不合意。21.假定雄盤空閑空間表表明有下列存儲塊空閑：13、1K 18. 9和20塊。有一個要求為 某文件分配10個連續(xù)的璉盤塊。(1) 如果采用首次適應(yīng)分配策略，那么將分配哪個塊(2) 如果采用最佳適應(yīng)分配策略，那么將分配哪個塊(3) 如果采

15、用最差適應(yīng)分配策略，那么將分配哪個塊答：13(2) 11(3) 2023為什么要引入虛擬存儲器虔擬存儲器是什么它需要什么硬件支持根據(jù)什么說一個計算 機系統(tǒng)有虔擬存儲器怎樣確定虛擬存儲器的容量答：由于軼件容量的迅速擴張，有可能一個進程的程序比內(nèi)存可用空間還要大，這時候該程 序就無法運行：另一方面，由于程序的局部性，在進程運行的任一階段只須使用程序的一部 分，如果預(yù)先分配所有的內(nèi)存空間，內(nèi)存就會被浪費。為了能更有效的支持多道程序設(shè)計技 術(shù)的實現(xiàn)和大型程序運行的需要，所以使用了虛擬存儲器的概念，利用大容量的外存來擴充 內(nèi)存，產(chǎn)生一個比有限的實際內(nèi)存空間大得多的、邏輯的虛擬內(nèi)存空間，從而增強系統(tǒng)的處

16、理能力。虛擬存儲器簡稱虛存，是把內(nèi)存與外存有機的結(jié)合是來使用，從而得到一個容量很大的、速 度足夠快的“內(nèi)存”。虛擬存儲器需要的破件支持是：系統(tǒng)有一個容董足夠大的外存；系統(tǒng)有一個具有相當容量的內(nèi)存；硬件提供實現(xiàn)虛、實地址映射的機制。如果一個計算機系統(tǒng)枝件上擁有上述的支持條件、操作系統(tǒng)又支持虛擬存儲管理，那么這個 計算機系統(tǒng)是有虛擬存儲器的。一個虔擬存儲器的置大容量(尋址空間)可以用寄存器的位數(shù)來確定，因此比如X86體系的 計算機寄存器為32位，因此虛擬存儲器的最大容童應(yīng)該為2的32次方字節(jié)，即4GB。26. 有一個虛擬存儲系統(tǒng)。分配給某進程3頁內(nèi)存，開始時內(nèi)存為空，頁面訪問序列如下:6, 5,

17、4, 3, 2, 1, 5, 4, 3, 6, 5, 4, 3, 2, 1, 6, 5(1) 若采用先進先出頁面置換算法(FIFO),缺頁次數(shù)為多少(2) 若采用最近最少使用頁面置換算法(LRU),缺頁次數(shù)為多少(3) 若采用最佳頁面置換算法算法呢答：(1) :17 次(2) :17 次(3) 11 次27. 有一臺計算機含有4個頁面，每一頁的裝入時間，最后一次修改時間以及R與M位的 值如下(時間為時鐘周期)：頁殺入時間最后訪問時間RM012627900123026010212027211316028011(1) NRU應(yīng)洶汰哪一頁(2) FIFO應(yīng)淘汰哪一頁(3) LRU應(yīng)淘汰哪一頁(4)

18、第二次機會應(yīng)淘汰哪一頁答：NRU應(yīng)淘汰第0頁FIFO應(yīng)淘汰第2頁LRU應(yīng)淘汰第1頁第二次機會應(yīng)淘汰第0頁29s何謂系統(tǒng)的“抖動”現(xiàn)象當系統(tǒng)發(fā)生“抖動”時，你認為應(yīng)該釆取什么措施來加以克 服答：在虛存中，頁面在內(nèi)存與外存之間頻緊調(diào)度，以至于調(diào)度頁面所需時間比進程實際運行 的時間還多，此時系統(tǒng)效率急劇下降.甚至導(dǎo)致系統(tǒng)沏潰。這種現(xiàn)象為顛箴(或抖動)。顛簸或抖動產(chǎn)生的靈主要的原因是頁面置換算法不合理，分配給進程的物理頁面數(shù)太少。 可以考慮改進頁面的置換算法。另一方面，程序員編寫程序的同時，如果能根據(jù)機器尋址的 特點，來調(diào)整訪存指令的執(zhí)行順序(例如對大矩陣的操作是先行后列還是先列后行，等)也 可以避免

19、抖動的發(fā)生。30、在虔擬頁式存儲管理中，進程在內(nèi)外存中的存放有以下兩種方法：(1) 一部分頁面放在內(nèi)存，其余頁面放在外存；(2) 一部分頁面放在內(nèi)存，全部頁面放在外存；試從系統(tǒng)開銷的角度分析兩種方法各自的優(yōu)缺點，并說明貝表的差別。答：第一種方法，一部分頁面放內(nèi)存，其余頁面放外存，這樣在內(nèi)存中的頁面在外存中不存 在副本第二種方法當祈需要的頁面放在內(nèi)存中，全部的頁面在外存中都有副本，因此第一 種方法比第二種方法占據(jù)的存儲空間小。但是在將頁面移出內(nèi)存的過程中，對于第一種方法, 不管要移出的頁面是否被修改過，都必須舟其寫回磁盤：對第二種方法，如果要移出的頁面 沒有被修改過，那么它在侵盤上的副本已經(jīng)是罠

20、新的了，則不需要寫回，調(diào)入的頁直接覆蓋 被淘汰的頁就行了。因此第二種方法比起第一種方法來，輸入輸出設(shè)備的壓力小，調(diào)入調(diào)出 數(shù)據(jù)和程序段的頻率低。因為第一種方法移出頁面吋不管頁面是否被修改過都得將其寫回外存，所以頁表中不需 要有修改位。所以頁表差別在第一種方法的頁表不需要有修改位，而第二種方法需要有修改31. 有一個虛擬存儲系統(tǒng)采用最近最少使用(LRU)頁而置換算法，每個程序占3頁內(nèi)存， 其中一頁用來存放程序和變量i,j (不作他用)。每一頁可存放150個搭數(shù)變量。程序A和 程序B如下：程序A:VAR C:ARRAY1. 150,1. 100 OF integer;i,j:integer;FOR

21、 i:=1 to 150 DOFOR j:=1 to 100 DOCi,j：=o；程序B:VAR C：ARRAY1_150, t.100 OF integer;i,j:integer;FOR j:=1 to 100 DOFOR i:=1 to 150 DOCi, j:=0;設(shè)變童i,j放在程序頁中，初始時，程序及變董i,j已在內(nèi)存，其余兩頁為空。矩陣C 按行序存放。(1) 試問當程序A和程序B執(zhí)行完后，分別缺頁多少次(2) 最后留在內(nèi)存中的各是矩陣C的哪一部分答(1)100 次，10000 次(2)程序A運行完后內(nèi)存兩個頁面中分別為：第一頁:ARRAY148, 1到 ARRAY14&

22、100和 ARRAY149, 1到 ARRAY149, 50 第二頁：ARRAY149, 51 ARRAY149,100和 ARRAY150,1到 ARRAY150, 100 程序B運行完后內(nèi)存兩個頁面中分別為：第一頁:ARRAY148, 1到 ARRAY14& 100和 ARRAY149, 1到 ARRAY149,50第二頁：ARRAY149, 51到 ARRAY149, 100和 ARRAY150,1到 ARRAY150, 10032、某采用頁式虔擬存儲管理的系統(tǒng)，接收了一個共7頁的作業(yè)，作業(yè)執(zhí)行時依次訪問的 頁為 1, 2, 3, 4, 2, 1, 5, 6, 2, 1, 2,

23、3, 7, 6, 3, 2, 1, 2, 3, 6。若采用最近最少 用(LRU)調(diào)度算法，作業(yè)在得到兩塊主存空間和四塊主存空間時各會產(chǎn)生多少次缺頁中斷 如果釆用先進先出(FIFO)調(diào)度算法又會有怎樣的結(jié)果解：(1) LRU、兩塊主存空間：(4) FIFO、四塊主存空間:1LRU:頁1頁2頁3頁4LRU:12342156212376321236頁1:12342156212376321236頁2:1234215621237632123XXXXXXXXXX2XXXXXX2XX缺頁中斷18次(2) LRU、四塊主存空間:LRU：12342156212376321236頁仁123421562123763

24、21236頁2:1234215621237632123頁3:123421566123763312頁4：11342155612276661XXXX21XX212XXX32X236缺頁中斷10次(3) FIFO、兩塊主存空間：LRU:12 3 4 2 156212376321236頁1：12 3 4 2 156211376321136頁2:12 3 4 215622137632213X X X X X XXXXX2XXXXXX2XX缺頁中斷18次缺頁中斷14次33、比較各種存儲管理方式的特征（包括主存空間的分配方式.是否要有硬件的地址轉(zhuǎn)換 機構(gòu)作支撐、適合單道或多道系統(tǒng)等）、重定位方式、地址轉(zhuǎn)換的

25、實現(xiàn)（操作系統(tǒng)和破件怎 樣配合人 存儲保護的實現(xiàn)（操作系統(tǒng)和硬件各自做些什么工作）。存儲管理特征重定位方式地址轉(zhuǎn)換過程存儲保護主存分配方式硬件地址轉(zhuǎn)換適合 系統(tǒng)其他單一用戶 存儲一次性全部連 續(xù)不必需單道利用率低， 不靈活動態(tài)或靜態(tài)根據(jù)基地址生成物理地址。好態(tài)由軟件完成：動 態(tài)可由硬件提供基地 址奇存器幫助轉(zhuǎn)換無分區(qū)管理固 定 分 區(qū) 管 理按照程序提供 的內(nèi)存需求最 大值從已劃分 好的固定區(qū)域 中分配不必需多道不能充分 利用內(nèi)存， 碎片問題 嚴重，程序 大小t到 限制動態(tài)或靜態(tài)根據(jù)基地址生成物理 地址。好態(tài)由軟件完成：動 態(tài)可由硬件提供基地 址奇存器幫助轉(zhuǎn)換通過界限 哥存器 硬件或 保護皺

26、軟件的 相應(yīng)利 斷，產(chǎn)生 越界中斷 或渚保護 性中斷 硬件。可 變 分 區(qū) 管 理在裝入程序時 從空閑區(qū)域中 劃分不必需多道簡單易行， 利用率較 高。缺乏擴 充性動態(tài)（拼接時）根據(jù)基地址生成物理 地址?？捎身慵峁?基地址寄存器幫助轉(zhuǎn) 換頁式存儲管理以頁面為單 伎，按用戶程 序需求的頁數(shù) 分配，分配空 間不一定連續(xù)需要頁表 始址奇存 器和長度奇存器, 也可以增 加快表多道有效解決 碎片問題， 但有時也 會造成空 問浪俊。動態(tài)把邏揖地址分為頁號 和頁內(nèi)地址，與頁表 長度哥存器比較，檢 查越界.根據(jù)頁表始 址命存君得到頁表首 地址.根據(jù)邏輯頁號 找到內(nèi)存塊號，并且 與頁內(nèi)地址拼成物理 地址?？梢杂每毂韥?實現(xiàn)加邇。破件保護鍍 軟件或 擴充頁 表，增加 存取控制 項硬件段式存儲管理以段為單位， 為每一個邏輯 段分配連續(xù)的 內(nèi)存空間需要段表 始址寄存 器和長度 舒存器， 也可以增 加