1、系统分析师-操作系统(四)及答案解析(总分：40.00，做题时间：90 分钟)一、B单项选择题/B(总题数：13，分数：40.00)当进程请求读磁盘时，操作系统U U 2 /U /U。假设磁盘每磁道有 10个扇区，移动臂位于 18号柱面上，且进程的请求序列如表 2-6所示。那么，最省时间的响应序列为U U 3 /U /U。 表 2-6 磁盘请求序列请求序列 柱面号 磁头号 扇区号152020401568158691083710936541094（分数：5.00）(1). A.只需进行旋转调度，无须进行移臂调度 B.旋转、移臂调度同时进行 C.先进行移臂调度，再进行旋转调度 D.先进行旋转调度，
2、再进行移臂调度（分数：1.00）A.B.C.D.(2). A. B. C. D.（分数：1.00）A.B.C.D.(3).若操作系统把一条命令的执行结果输出给下一条命令，作为它的输入并加以处理，这种机制称为U U /U /U。 A.链接 B.管道 C.输入重定向 D.输出重定向（分数：1.00）A.B.C.D.(4).某系统中有一个缓冲区，进程 P1不断地加工数据送入缓冲区，进程 P2不断地从缓冲区中取数据打印，用 P/V操作实现进程间的同步模型如图 2-13所示。假设信号量 S1的初值为 1，信号量 S2的初值为 0，那么图 2-13中 a、b、c、d 处应分别填U U /U /U。（分数：
3、1.00）A.B.C.D.(5).采用最短作业优先的抢先调度算法(Preemptive SJF)调度表 2-7所示的进程，平均等待时间为U U /U /U。 表 2-7 进程运行的相关信息进 程 到达时间 处理需要时间P1 0.0 7.0P2 2.0 4.0P3 4.0 1.0P4 5.0 3.0P5 6.0 1.0 A.2.0 B.2.4 C.2.8 D.3.0（分数：1.00）A.B.C.D.某文件管理系统在磁盘上建立了位示图(bitmap)，记录磁盘的使用情况。若磁盘上的物理块依次编号为：0、1、2、，系统中字长为 32位，每一位对应文件存储器上的一个物理块，取值 0和 1分别表示空闲和
4、占用，如下所示。假设将 4195号物理块分配给某文件，那么该物理块的使用情况在位示图中的第U U 7 /U /U个字中描述；系统应该将U U 8 /U /U。（分数：2.00）(1). A.128 B.129 C.130 D.131（分数：1.00）A.B.C.D.(2). A.该字的第 3位置“0” B.该字的第 3位置“1” C.该字的第 4位置“0” D.该字的第 4位置“1”（分数：1.00）A.B.C.D.假设磁盘上每个磁道划分成 9个物理块，每块存放 1个逻辑记录。逻辑记录R0，R1，R8 存放在同一个磁道上，记录的安排顺序如表 2-9所示。表 2-9 记录的安排顺序 物理块 0
5、1 2 3 4 5 6 7 8逻辑记录 R0R1R2R3R4R5R6R7R8假定磁盘旋转一圈的时间为 27ms，磁头当前处在 R0的开始处。若系统顺序处理这些记录，使用单缓冲区，每个记录处理时间为 3ms，则处理这 9个记录的最长时间为U U 9 /U /U；若对信息存储进行优化分布后，处理 9个记录的最少时间为U U 10 /U /U。（分数：6.00）(1). A.243ms B.246ms C.254ms D.280ms（分数：1.00）A.B.C.D.(2). A.30ms B.36ms C.54ms D.60ms（分数：1.00）A.B.C.D.(3).某系统进程的状态包括运行状态、
6、活跃就绪状态、静止就绪状态、活跃阻塞状态和静止阻塞状态。针对图 2-14的进程状态模型，为了确保进程调度的正常工作，(a)、(b)和(c)的状态分别为U U /U /U。（分数：1.00）A.B.C.D.(4).如果一个索引式文件的索引节点有 10个直接块，1 个一级间接块，1 个二级间接块，1 个三级间接块。假设每个数据块的大小是 512个字节，一个索引指针占用 4个字节。假设索引节点已经在内存中，那么访问该文件偏移地址在 6000字节的数据需要再访问U U /U /U次磁盘。 A.1 B.2 C.3 D.4（分数：1.00）A.B.C.D.(5).在操作系统的虚拟内存管理中，内存地址由页目
7、录号、页号和页内偏移 3个部分组成。如果页目录号占 10位、页号占 10位、页内偏移占 12位，那么U U /U /U。 A.页大小是 1K，一个页目录最多 4K页 B.页大小是 2K，一个页目录最多 2K页 C.页大小是 2K，一个页目录最多 1K页 D.页大小是 4K，一个页目录最多 1K页（分数：1.00）A.B.C.D.(6).在操作系统中，虚拟输入/输出设备通常采用U U /U /U来实现。 A.Spooling技术，利用磁带 B.Spooling技术，利用磁盘 C.脱机批处理技术，利用磁盘 D.通道技术，利用磁带（分数：1.00）A.B.C.D.某酒店的客房预订系统有 n个预订终端
8、，系统为每个终端创建一个进程Pi(i=1，2，n)。假设 Xj(j=1，2，m)存放各种规格住房的剩余房源，Temp为临时工作单元，终端创建一个进程 Pi的工作流程如图 2-15所示，图中、和处将执行 P操作或 V操作。为了保证各进程间的同步与互斥，系统初始化时将信号量 S赋值为U U 15 /U /U，图中、和处应依次填入U U 16 /U /U。（分数：2.00）(1). A.0 B.1 C.2 D.3（分数：1.00）A.B.C.D.(2). A.P(S)、V(S)和 V(S) B.P(S)、P(S)和 V(S) C.V(S)、P(S)和 P(S) D.V(S)、V(S)和 P(S)（分
9、数：1.00）A.B.C.D.某磁盘盘组共有 10个盘面，每个盘面上有 100个磁道，每个磁道有 32个扇区，假定物理块的大小为 2个扇区，分配以物理块为单位。若使用位图(bitmap)管理磁盘空间，则位图需要占用U U 17 /U /U字节空间。若采用空白文件管理磁盘空间，且空白文件目录的每个表项占用 5个字节，则当空白文件数目大于U U 18 /U /U时，空白文件目录占用的字节数大于位图占用的字节数。（分数：2.00）(1). A.32000 B.3200 C.2000 D.1600（分数：1.00）A.B.C.D.(2). A.400 B.360 C.320 D.160（分数：1.00
10、）A.B.C.D.微内核的操作系统(OS)结构如图 2-16所示，图中和分别工作在U U 19 /U /U方式下，与传统的 OS结构模式相比，采用微内核的 OS结构模式的优点是提高了系统的灵活性、可扩充性，U U 20 /U /U。（分数：4.00）(1). A.核心态和用户态 B.用户态和核心态 C.用户态和用户态 D.核心态和核心态（分数：1.00）A.B.C.D.(2). A.并增强了可靠性，可运行于分布式系统中 B.并增强了可靠性，但不适用于分布式系统 C.但降低了可靠性，可运行于分布式系统中 D.但降低了可靠性，不适用于分布式系统（分数：1.00）A.B.C.D.(3).若操作系统把
11、一条命令的执行结果输出给下一条命令，作为它的输入，并加以处理，这种机制称为U U /U /U。 A.链接 B.管道(线) C.输入重定向 D.输出重定向（分数：1.00）A.B.C.D.(4).若读取U U /U /U的某个磁盘块进行修改，将结果写回磁盘前系统崩溃，则对系统的影响相对较大。 A.用户文件 B.空闲表 C.系统目录文件 D.用户目录文件（分数：1.00）A.B.C.D.某文件管理系统在磁盘上建立了位示图来记录磁盘的使用情况。若磁盘上的物理块依次编号为：0、1、2、，系统中字长为 16位，每一位对应文件存储器上的一个物理块，取值 0和 1分别表示空闲和占用，如下所示。假设将 205
12、7号物理块分配给某文件，那么该物理块的使用情况在位示图中的第U U 23 /U /U个字中描述；系统应该将该字的U U 24 /U /U。（分数：2.00）(1). A.128 B.129 C.130 D.131（分数：1.00）A.B.C.D.(2). A.编号为 9的位置“0” B.编号为 9的位置“1” C.编号为 8的位置“0” D.编号为 8的位置“1”（分数：1.00）A.B.C.D.进程 P1、P2、P3、P4、P5 的前趋图如图 2-17所示。若用 PV操作控制进程并发执行的过程，则需要设置 4个信号量 S1、S2、S3 和S4，且信号量初值都等于零。图 2-18中 a和 b应
13、分别填写U U 25 /U /U，c 和 d应分别填写U U 26 /U /U，e 和 f应分别填写U U 27 /U /U。（分数：4.00）(1). A.P(S1)和 P(S2) B.P(S1)和 V(S2) C.V(S1)和 V(S2) D.V(S1)和 P(S2)（分数：1.00）A.B.C.D.(2). A.P(S1)、P(S2)和 V(S3)、V(S4) B.P(S1)、P(S2)和 P(S3)、P(S4) C.V(S1)、V(S2)和 P(S3)、P(S4) D.V(S1)、V(S2)和 V(S3)、V(S4)（分数：1.00）A.B.C.D.(3). A.P(S3)和 P(S4
14、) B.P(S3)和 V(S4) C.V(S3)和 V(S4) D.V(S3)和 P(S4)（分数：1.00）A.B.C.D.(4).设某进程的段表如表 2-10所示，逻辑地址U U /U /U可以转换为对应的物理地址。 表 2-10 某进程的段表段 号 基地址 段 长0123415984869013271952600501002988960 A.(0，1597)、(1，30)和(3，1390) B.(0，128)、(1，30)和(3，1390) C.(0，1597)、(2，98)和(3，1390) D.(0，128)、(2，98)和(4，1066)（分数：1.00）A.B.C.D.在磁盘调度
15、管理中，应先进行移臂调度，再进行旋转调度。若磁盘移动臂位于22号柱面上，进程的请求序列如表 2-11所示。若采用最短移臂调度算法，则系统的响应序列应为 29U U 29 /U /U，其平均移臂距离为U U 30 /U /U。（分数：3.00）(1). A. B. C. D.（分数：1.00）A.B.C.D.(2). A.4.11 B.5.56 C.12.5 D.13.22（分数：1.00）A.B.C.D.(3).某文件系统采用链式存储管理方式并应用记录的成组与分解技术，且磁盘块的大小为 4096字节。若文件 licensedoc 由 7个逻辑记录组成，每个逻辑记录的大小为 2048字节，并依次
16、存放在 58、89、96和 101号磁盘块上，那么要存取文件的第 12288逻辑字节处的信息，应访问U U /U /U号磁盘块。 A.58 B.89 C.96 D.101（分数：1.00）A.B.C.D.进程 P1、P2、P3、P4、P5 的前趋图如图 2-19所示。若用 PV操作控制进程并发执行的过程，则需要相应于进程执行过程设置 5个信号量 S1、S2、S3、S4 和 S5，且信号量初值都等于零。图 2-20中 a处应填写U U 32 /U /U：b 和 c、d 和 e处应分别填写U U 33 /U /U，f、g 和 h处应分别填写U U 34 /U /U。（分数：3.00）(1).AP(
17、S1)和 P(S2) BV(S1)和 V(S2) CP(S1)和 V(S2)DP(S2)和 V(S1)（分数：1.00）A.B.C.D.(2). A.P(S1)和 P(S2)、V(S3)和 V(S4) B.P(S1)和 P(S2)、P(S3)和 P(S4) C.V(S1)和 V(S2)、P(S3)和 P(S4) D.P(S1)和 V(S3)、P(S2)和 V(S4)（分数：1.00）A.B.C.D.(3). A.P(S3)V(S4)、V(S5)和 P(S5) B.V(S3)V(S4)、P(S5)和 V(S5) C.P(S3)P(S4)、V(S5)和 P(S5) D.V(S3)P(S4)、P(S
18、5)和 V(S5)（分数：1.00）A.B.C.D.假设某银行拥有的资金数是 10，现在有 4个用户 a、b、c、d，各自需要的最大资金数分别是 4、5、6、7。若在表 2-11左边部分的情况下，用户 a和 b又各申请 1个资金，则银行分配后用户 a、b、c、d 尚需的资金数分别为U U 35 /U /U；假设用户 a已经还清所有借款，其情况如表 2-11右边部分所示，那么银行的可用资金数为U U 36 /U /U。若在表 2-11右边部分的情况下，银行为用户 b、c、d 各分配资金数 1、1、2，则银行分配后用户 b、c、d 已用资金数分别为U U 37 /U /U。 表 2-11 资金分配
19、表用户 最大资金 已用资金 尚需资金 用户 最大资金 已用资金 尚需资金a 4 1 3 a b 5 2 3 b 5 3 2c 6 2 4 c 6 2 4d 7 1 6 d 7 1 6（分数：3.00）(1). A.2、2、3、3，可用资金数为 0，故系统状态是不安全的 B.3、3、3、5，可用资金数为 0，故系统状态是不安全的 C.2、2、4、6，可用资金数为 2，故系统状态是安全的 D.3、3、3、5，可用资金数为 2，故系统状态是安全的（分数：1.00）A.B.C.D.(2). A.4 B.5 C.6 D.7（分数：1.00）A.B.C.D.(3). A.4、3、2，尚需资金数分别为 1、
20、3、5，故系统状态是安全的 B.4、3、3，尚需资金数分别为 1、3、4，故系统状态是安全的 C.4、3、2，尚需资金数分别为 1、3、5，故系统状态是不安全的 D.4、3、3，尚需资金数分别为 1、3、4，故系统状态是不安全的（分数：1.00）A.B.C.D.某文件管理系统在磁盘上建立了位示图，记录磁盘的使用情况。假设计算机系统的字长为 32位，磁盘的容量为 200GB，物理块的大小为 1MB，那么位示图的大小有U U 38 /U /U个字，需要占用U U 39 /U /U物理块。（分数：2.00）(1). A.600 B.1200 C.3200 D.6400（分数：1.00）A.B.C.D
21、.(2). A.20 B.25 C.30 D.35（分数：1.00）_微内核体系结构的操作系统(OS)实现时的基本思想是U U 40 /U /U，其结构如图 2-21所示，图 2-21中的、应填写U U41 /U /U。（分数：2.00）(1). A.内核完成 OS所有功能并在用户态下运行 B.内核完成 OS所有功能并在核心态下运行 C.内核只完成 OS最基本的功能并在核心态下运行，其他功能运行在用户态 D.内核只完成 OS最基本的功能并在用户态下运行，其他功能运行在核心态（分数：1.00）A.B.C.D.(2). A.进程、文件和存储器服务器；核心态；进程调度、消息通信等；用户态 B.进程、
22、文件和存储器服务器；用户态；进程调度、消息通信等；核心态 C.进程调度、消息通信等；用户态；进程、文件和存储等服务器；核心态 D.进程调度、消息通信等；核心态；进程、文件和存储等服务器；用户态（分数：1.00）A.B.C.D.系统分析师-操作系统(四)答案解析(总分：40.00，做题时间：90 分钟)一、B单项选择题/B(总题数：13，分数：40.00)当进程请求读磁盘时，操作系统U U 2 /U /U。假设磁盘每磁道有 10个扇区，移动臂位于 18号柱面上，且进程的请求序列如表 2-6所示。那么，最省时间的响应序列为U U 3 /U /U。 表 2-6 磁盘请求序列请求序列 柱面号 磁头号
23、扇区号152020401568158691083710936541094（分数：5.00）(1). A.只需进行旋转调度，无须进行移臂调度 B.旋转、移臂调度同时进行 C.先进行移臂调度，再进行旋转调度 D.先进行旋转调度，再进行移臂调度（分数：1.00）A.B.C. D.解析：(2). A. B. C. D.（分数：1.00）A.B.C.D. 解析：解析 磁盘是可被多个进程共享的设备。当有多个进程都请求访问磁盘时，为了保证信息的安全，系统每一时刻只允许一个进程启动磁盘进行 I/O操作，其余的进程只能等待。因此，操作系统应采用一种适当的调度算法，以使各进程对磁盘的平均访问(主要是寻道)时间最短
24、。磁盘调度分为移臂调度和旋转调度两类，并且先进行移臂调度，再进行旋转调度。由于访问磁盘最耗时的是寻道，因此磁盘调度的目标应是使磁盘的平均寻道时间最短。 移动臂定位后，如果有多个进程等待访问该柱面，应当如何决定这些进程的访问顺序呢?这就是旋转调度要考虑的问题。显然系统应该选择延迟时间最短的进程对磁盘的扇区进行访问。当有若干等待进程请求访问磁盘上的信息时，旋转调度应考虑如下情况： (1)进程请求访问的是同一磁道上的不同编号的扇区； (2)进程请求访问的是不同磁道上的不同编号的扇区； (3)进程请求访问的是不同磁道上具有相同编号的扇区。 对于(1)和(2)，旋转调度总是让首先到达读写磁头位置下的扇区
25、进行传送操作；对于(3)，旋转调度可以任选一个读写磁头位置下的扇区进行传送操作。 为了存取磁盘上的一个物理记录，必须给出 3个参数：柱面号、磁头号(盘面号)、扇区号。磁盘机根据柱面号控制移动臂做径向运动，带动读写头到达所需的柱面；从磁头号可确定哪一个磁头来读/写数据，然后便等待访问的记录块旋转到读写头下时进行存取。磁盘机实现这些功能的操作是：查找(将读写头定位到指定柱面并选择指定磁头)、搜索(指定磁头寻找待访问的记录块)、读、写和控制等。 根据上面的讨论，我们知道，要决定一个进程的请求序列是否省时间，主要看移臂总量哪个序列最少，然后再看旋转调度哪个延迟时间最短。本题主要考查分析能力，所以不要求
26、基于某种算法来分析问题。(3).若操作系统把一条命令的执行结果输出给下一条命令，作为它的输入并加以处理，这种机制称为U U /U /U。 A.链接 B.管道 C.输入重定向 D.输出重定向（分数：1.00）A.B. C.D.解析：解析 若操作系统把一条命令的执行结果输出给下一条命令，作为它的输入并加以处理，这种机制称为管道。 管道通信是一种共享文件模式，它基于文件系统，连接于两个通信进程之间，以先进先出的方式实现消息的单向传送。管道是一个特殊文件，在内核中通过文件描述符表示。一个管道总是连接两个命令，将左边命令的标准输出与右边命令的标准输入相连，于是左边命令的输出结果就直接成了右边命令的输入。
27、(4).某系统中有一个缓冲区，进程 P1不断地加工数据送入缓冲区，进程 P2不断地从缓冲区中取数据打印，用 P/V操作实现进程间的同步模型如图 2-13所示。假设信号量 S1的初值为 1，信号量 S2的初值为 0，那么图 2-13中 a、b、c、d 处应分别填U U /U /U。（分数：1.00）A.B.C. D.解析：解析 信号量 S1的初值为 1，信号量 S2的初值为 0，说明 S1表示空闲的缓冲区数量，而 S0表示有数据的缓冲区数量。 P1 是送数据的，所以在送数据之前，先要把 S1减 1(执行 P操作)，如果 S1大于等于 0，则可以存放数据，否则，说明 P2未取完数据。存放完毕后，再
28、把 S2加 1(执行 V操作)，表明缓冲区中有数据。 P2 是取数据的，它首先把 S2减 1(执行 P操作)，看缓冲区中是否有数据，如果 S2小于0，表示缓冲区中没有数据，需要等待 P1放数据。否则就可以取数据，取完后，再把 S1加 1(执行 V操作)，表示把缓冲区置空闲。(5).采用最短作业优先的抢先调度算法(Preemptive SJF)调度表 2-7所示的进程，平均等待时间为U U /U /U。 表 2-7 进程运行的相关信息进 程到达时间处理需要时间P1 0.0 7.0P2 2.0 4.0P3 4.0 1.0P4 5.0 3.0P5 6.0 1.0 A.2.0 B.2.4 C.2.8
29、D.3.0（分数：1.00）A.B.C. D.解析：解析 由于采用的是最短作业优先的抢先调度算法，所以在最开始的时候，P1 进程运行。在 P1运行两个小时后，P2 到达，P2 运行的时间比 P1小，所以 P2运行。P2 运行两个小时后，P3 到达，P3 运行的时间比 P2小，所以 P3运行。依次类推，我们可以列出表 2-8。 表 2-8 作业调度情况时间段运行的进程还剩余时间总等待时间0 P 5 02124P2 2 045P3 0 056P2 1 167P5 0 078P2 0 2811P4 0 31116P1 0 9根据表 2-8，P2 等待了 2小时，P4 等待了 3小时，P1 等待了 9
30、小时，而 P3和 P5没有等待，所以平均等待时间为(2+3+9)/5=2.8。某文件管理系统在磁盘上建立了位示图(bitmap)，记录磁盘的使用情况。若磁盘上的物理块依次编号为：0、1、2、，系统中字长为 32位，每一位对应文件存储器上的一个物理块，取值 0和 1分别表示空闲和占用，如下所示。假设将 4195号物理块分配给某文件，那么该物理块的使用情况在位示图中的第U U 7 /U /U个字中描述；系统应该将U U 8 /U /U。（分数：2.00）(1). A.128 B.129 C.130 D.131（分数：1.00）A.B.C.D. 解析：(2). A.该字的第 3位置“0” B.该字的
31、第 3位置“1” C.该字的第 4位置“0” D.该字的第 4位置“1”（分数：1.00）A.B. C.D.解析：解析 因为物理块编号是从 0开始的，所以 4195号物理块其实就是第 4196块。因为字长为 32位，也就是说，每个字可以记录 32个物理块的使用情况。4196/32=131.125，所以，4195 号物理块应该在第131个字中(字的编号也是从 0开始计数)。那么，具体在第 131个字的哪一位呢?到第 130个字为止，共保存了 13132=4192个物理块(04191)，所以，第 4195块应该在第 131个字的第 3位记录(要注意：0是最开始的位)。因为系统已经将 4195号物理
32、块分配给某文件，所以其对应的位要置 1。假设磁盘上每个磁道划分成 9个物理块，每块存放 1个逻辑记录。逻辑记录R0，R1，R8 存放在同一个磁道上，记录的安排顺序如表 2-9所示。表 2-9 记录的安排顺序 物理块0 1 2 3 4 5 6 7 8逻辑记录R0 R1 R2 R3 R4 R5 R6 R7 R8假定磁盘旋转一圈的时间为 27ms，磁头当前处在 R0的开始处。若系统顺序处理这些记录，使用单缓冲区，每个记录处理时间为 3ms，则处理这 9个记录的最长时间为U U 9 /U /U；若对信息存储进行优化分布后，处理 9个记录的最少时间为U U 10 /U /U。（分数：6.00）(1).
33、A.243ms B.246ms C.254ms D.280ms（分数：1.00）A.B. C.D.解析：(2). A.30ms B.36ms C.54ms D.60ms（分数：1.00）A.B.C. D.解析：解析 因为系统使用的是单缓冲区，且顺序处理 9个记录，每个记录处理时间为 3ms，加上读/写时间，总的时间就超过 3ms。而磁盘旋转一圈的时间为 27ms，也就是说，在系统读取第 0个记录后，正在处理的过程中，磁盘已经旋过了第 1个记录。那么，要读取第 1个记录，就需要磁盘再次旋转到第 1个记录(即磁盘旋转 1圈后，27ms+3ms=30ms)。同理，要读取第 2个记录，也需要等 30m
34、s。这样，要读取后面8个记录，需要 830ms=240ms，同时加上处理第 0个记录的时间(3ms)和处理第 8个记录的时间(3ms)，共需 246ms。要想节约时间，可以把记录错开存放，如表 2-10所示。 表 2-10 错开存放的记录物理块012345678逻辑记录R0R5R1R6R2R7R3R8R4这样，就可以在磁盘旋转 2圈内完成所有记录的处理，时间为 54ms。要注意的是，最后处理的记录 R8不是最后一个磁盘块，所以不需要旋转到最后 1个物理块。也就是说，第 2圈的旋转只需要 24ms就到达 R8了。但是，因为要加上 R8的处理时间 3ms，所以，总时间仍然为 54ms。(3).某系
35、统进程的状态包括运行状态、活跃就绪状态、静止就绪状态、活跃阻塞状态和静止阻塞状态。针对图 2-14的进程状态模型，为了确保进程调度的正常工作，(a)、(b)和(c)的状态分别为U U /U /U。（分数：1.00）A.B.C.D. 解析：解析 一个进程从创建而产生至撤销而消亡的整个生命周期，可以用一组状态加以刻画。为了便于管理进程，把进程划分为几种状态，分别有三态模型和五态模型。 1三态模型 按进程在执行过程中的不同状况至少定义 3种不同的进程状态： (1)运行态。占有处理器，正在运行。 (2)就绪态。具备运行条件，等待系统分配处理器以便运行。 (3)等待态(阻塞态)。不具备运行条件，正在等待
36、某个事件的完成。一个进程在创建后将处于就绪状态。每个进程在执行过程中，任一时刻必处于上述三种状态之一。同时，在一个进程执行过程中，它的状态会发生改变。图 23表示了进程的状态转换。 运行状态的进程将由于出现等待事件而进入等待状态，在等待事件结束之后等待状态的进程将进入就绪状态，而处理器的调度策略又会引起运行状态和就绪状态之间的切换。引起进程状态转换的具体原因如下： * (1)运行态等待态。等待使用资源；如等待外设传输；等待人工干预。 (2)等待态就绪态。资源得到满足；如外设传输结束；人工干预完成。 (3)运行态就绪态。运行时间片到；出现有更高优先权进程。 (4)就绪态运行态。CPU 空闲时选择
37、一个就绪进程。 2五态模型 在三态模型中，总是假设所有的进程都在内存中。事实上，可能出现这样一些情况，例如，由于进程的不断创建，系统的资源已经不能满足进程运行的要求，这个时候就必须把某些进程挂起，对换到磁盘镜像区中，暂时不参与进程调度，起到平滑系统操作负荷的目的。引起进程挂起的原因是多样的，主要有： (1)系统中的进程均处于等待状态，处理器空闲，此时需要把一些阻塞进程对换出去，以腾出足够的内存装入就绪进程运行。 (2)进程竞争资源，导致系统资源不足，负荷过重，此时需要挂起部分进程以调整系统负荷，保证系统的实时性或让系统正常运行。 (3)把一些定期执行的进程(如审计程序、监控程序、记账程序)对换
38、出去，以减轻系统负荷。 (4)用户要求挂起自己的进程，以便根据中间执行情况和中间结果进行某些调试、检查和改正。 (5)父进程要求挂起自己的后代子进程，以进行某些检查和改正。 (6)操作系统需要挂起某些进程，检查运行中资源使用情况，以改善系统性能；当系统出现故障或某些功能受到破坏时，需要挂起某些进程以排除故障。 图 2-4给出了具有挂起进程功能的系统中的进程状态。在此类系统中，进程增加了两个新状态，分别是静止就绪态和静止阻塞态。为了区别，而把三态模型中的等待态改名为活跃阻塞态，就绪态改名为活跃就绪态。静止就绪态表明了进程具备运行条件但目前在二级存储器中，只有当它被对换到主存后才能被调度执行。静止
39、阻塞态则表明了进程正在等待某一个事件且在二级存储器中。 引起进程状态转换的具体原因如下： (1)活跃阻塞态静止阻塞态。如果当前不存在活跃就绪进程，那么至少有一个等待态进程将被对换出去成为静止阻塞态；操作系统根据当前资源状况和性能要求，可以决定把活跃阻塞态进程对换出去成为静止阻塞态。 (2)静止阻塞态静止就绪态。引起进程等待的事件发生之后，相应的静止阻塞态进程将转换为静止就绪态。 (3)静止就绪态活跃就绪态。如果内存中没有活跃就绪态进程，或者静止就绪态进程具有比活跃就绪态进程更高的优先级，系统将把静止就绪态进程转换成活跃就绪态。 (4)活跃就绪态静止就绪态。操作系统根据当前资源状况和性能要求，也
40、可以决定把活跃就绪态进程对换出去成为静止就绪态。 (5)静止阻塞态活跃阻塞态。当一个进程等待一个事件时，原则上不需要把它调入内存。但是，当一个进程退出后，主存已经有了一大块自由空间，而某个静止阻塞态进程具有较高的优先级，并且操作系统已经得知导致它阻塞的事件即将结束，此时便发生这一状态变化。 不难看出，一个挂起进程等同于不在主存的进程，因此挂起的进程将不参与进程调度直至被对换进主存。一个挂起进程具有如下特征： (1)该进程不能立即执行。 (2)挂起进程可能会等待一个事件，但所等待的事件是独立于挂起条件的，事件结束并不能使进程具备执行条件。 (3)进程进入挂起状态是由于操作系统、父进程或进程本身阻
41、止它的运行。 (4)结束进程挂起状态的命令只能通过操作系统或父进程发出。 对照试题中的图 2-2和分析中的图 2-4，显然，(a)是活跃阻塞，(b)是静止阻塞，(c)是静止就绪。同时，还要增加一条从运行态到活跃阻塞态(a)的线，其状态转换原因是“等待事件发生”，和一条从运行态到静止就绪态(c)的线，其状态转换原因是“挂起”。 * *(4).如果一个索引式文件的索引节点有 10个直接块，1 个一级间接块，1 个二级间接块，1 个三级间接块。假设每个数据块的大小是 512个字节，一个索引指针占用 4个字节。假设索引节点已经在内存中，那么访问该文件偏移地址在 6000字节的数据需要再访问U U /U
42、 /U次磁盘。 A.1 B.2 C.3 D.4（分数：1.00）A.B. C.D.解析：解析 因为每个数据块的大小是 512个字节，且前 10块可以直接寻址，得出 15120 字节范围内可以直接寻址。对于间接索引块，一个索引指针占 4字节，则一个索引块可以映射 512/4=128个数据块，因为每个数据块的大小是 512个字节，合计 64KB。6000B-5120B=880B64KB，所以只需一次映射就够了。因此，第 1次，取索引指针，第 2次读数据，一共需要两次访问。(5).在操作系统的虚拟内存管理中，内存地址由页目录号、页号和页内偏移 3个部分组成。如果页目录号占 10位、页号占 10位、页
43、内偏移占 12位，那么U U /U /U。 A.页大小是 1K，一个页目录最多 4K页 B.页大小是 2K，一个页目录最多 2K页 C.页大小是 2K，一个页目录最多 1K页 D.页大小是 4K，一个页目录最多 1K页（分数：1.00）A.B.C.D. 解析：解析 已知内存地址由页目录号、页号和页内偏移 3个部分组成，页目录号占 10位，所以一个页目录最多 210=1K页。因为页内偏移占 12位，即页的大小为 212=4K。(6).在操作系统中，虚拟输入/输出设备通常采用U U /U /U来实现。 A.Spooling技术，利用磁带 B.Spooling技术，利用磁盘 C.脱机批处理技术，利用
44、磁盘 D.通道技术，利用磁带（分数：1.00）A.B. C.D.解析：解析 Spooling 是 Simultaneous Peripheral Operation On-Line(外部设备联机并行操作)的缩写，它是关于慢速字符设备与计算机主机交换信息的一种技术，通常称为“假脱机技术”。其核心思想是以联机的方式得到脱机的效果。低速设备经通道和设在主机内存的缓冲存储器与高速设备相联，该高速设备通常是辅存(磁盘)。为了存放从低速设备上输入的信息，或者存放将要输出到低速设备上的信息(来自内存)，在磁盘上分别开辟一固定区域，叫“输出井”(对输出)，或者“输入井”(对输入)。简单来说就是在内存中形成缓冲区，在高级设备上形成输出井和输入井，传递的时候，从低速设备传入缓冲区，再传到高速设备的输入井，再从高速设备的输出井传到缓冲区，再传到低速设备。某酒店的客房预订系统有 n个预订终端，系统为每个终端创建一个进程Pi(i=1，2，n)。假设 Xj(j=1，2，m)存放各种规格住房的剩余房源，Temp为临时工作单元，终端创建一个进程 Pi的工作流程如图 2-15所示，图中、和处将执行 P操作或 V操作。为了保证各进程间的同步与互斥，系统初始化时将信号量 S赋值为U U 15 /U /U，图中、
