作业答案Word文档格式.docx
《作业答案Word文档格式.docx》由会员分享，可在线阅读，更多相关《作业答案Word文档格式.docx（16页珍藏版）》请在冰豆网上搜索。
P（frame）;
V（empty）;
P（wheel）;
分析上述解法易见，当工人1推进速度较快时，箱中空位置可能完全被车架占满或只留有一个存放车轮的位置，而当此时工人3同时取2个车轮时将无法得到，而工人2又无法将新加工的车轮放入箱中；
当工人2推进速度较快时，箱中空位置可能完全被车轮占满，而当此时工人3取车架时将无法得到，而工人1又无法将新加工的车架放入箱中。
上述两种情况都意味着死锁。
为防止死锁的发生，箱中车架的数量不可超过N-2，车轮的数量不可超过N-1，这些限制可以用两个信号灯来表达。
semaphores1=N-2;
semaphores2=N-1;
如此，可以给出不含死锁的完整解法如下：
P（s1）;
P（s2）;
V（s1）;
V（s2）;
详细描述还应考虑对箱子单元的描述以及访问互斥问题。
建议车架放在箱子的一端，车轮放在箱子的另一端，车架与车轮都采用后进先出的管理方式。
●用管程实现三个工人的合作
TypeBox=monitor;
enumitem={frame,wheel,null}
Varbox:
array[0….N]ofitem;
count1,count2:
integer;
full,frameempty,wheelempty:
condition;
in,out:
Defineputin-frame,putin-wheel,
takeout-frame,takeout-wheel
Produceputin-frame（x:
frame）
begin
if（count1+count2）≥Nthenwait（full）;
ifcount1>
N-2thenwait（full）;
count1:
=count1+1;
fori=1toN
ifbox[i]=nullthenbreak;
in:
=i;
box[in]:
=x;
signal（frameempty）;
end
Produceputin-wheel（y:
wheel）
ifcount2>
N-1thenwait（full）;
count2:
=count2+1;
=y;
signal（wheelempty）;
Producetakeout-frame（x:
frame）
begin
ifcount1<
1thenwait（bodyempty）;
=count1-1;
fori=1toN
ifbox[i]=framethenbreak
out:
=i;
x:
=box[out];
signal（full）;
Producetakeout-wheel（y:
wheel）
ifcount2<
1thenwait（wheelempty）;
=count2-1;
ifbox[i]=wheelthenbreak
y:
Produceworkerone
varx:
frame;
repeat
produce（x）;
Box.putin-frame（x）;
untilfalse;
end
Produceworkertwo
vary:
wheel;
produce（y）;
Box.putin-wheel（y）;
end
Produceworkerthree
varx:
y:
begin
repeat
Box.takeout-frame（x）;
Box.takeout-wheel（y）;
Box.takeout-wheel（y）;
makebike;
untilfalse;
end
Cobegin
workerone;
workertwo;
workerthree;
Coend
26.用P、v操作解决读者和写者之间的同步问题，且写者优先。
这里仍需设置readcount记录读者数，rmutex是读者互斥访问readcount的信号量，rwmutex是读者与写者互斥访问文件的信号量。
另外再设writecount记录写者数，wmutex是写者互斥访问writecount的信号量。
为了使写者优先，需要再设置两个信号量z和r,z控制所有读者按照FCFS策略排队。
x使一个读者和一个写者竞争访问文件。
只要在x上等待的写者能继续执行，其他写者便可以直接竞争写者之间文件的互斥访问权，从而实现写者优先。
35．桌上有一个盘子，每次只能放一个水果，爸爸专向盘中放苹果，妈妈专向盘中放橘子，儿子专等吃盘里的苹果，女儿专等吃盘里的橘子苹果。
只要盘子空，爸爸妈妈可向盘中放水果，仅当盘中有自己需要的水果时，儿子或女儿可从中取出，请给出他们四人之间的同步关系，并用PV操作实现四人正确活动的程序。
Structsemaphores=1,so=0,sa=0;
//s表示盘空，so表示橘子，sa表示苹果。
父亲的活动：
Do{
摘一个苹果；
p（s）;
放入盘子中；
v（sa）;
}while
（1）
母亲的活动：
摘一个橘子；
v（so）;
儿子的活动：
Do{
p（sa）;
儿子取出苹果;
v（s）;
吃掉；
}while
（1）
p（so）;
女儿取出橘子;
第五章
9．在银行家算法中，若出现如下资源分配情况：
AllocationNeedAvailable
ABCDABCDABCD
P0:
003200121623
P1:
10001750
P2:
13542356
P3:
03320652
P4:
00140656
试问：
（1）当前状态是否安全？
（2）如果进程P2提出安全请求Request[2]=（1,2,2,2）,系统能否将资源分配给它？
说明原因．
（1）当前状态是安全状态。
运行安全性检查算法如下：
1）Work=Available；
Finish=false；
2）寻找满足如下条件的i:
Finish[i]==false并且Need[i]≤Work[i]；
如果不存在，则转步骤4）；
3）Work=Work+Allocation[i]；
Finish[i]=true；
转步骤2）
4）如果对于所有i，Finish[i]=true，则系统处于安全状态，否则处于不安全状态。
令Work=Available=（1,6,2,3）
运行安全性检测算法，Finish[0]=false并且Need[0]=（0012）<
Work,则Work=Work+Allocation[0]=（1,6,2,3）+（0,0,3,2）=（1,6,5,5）；
Finish[0]=true；
Finish[3]=false并且Need[3]=（0,6,5,2）<
Work,则Work=Work+Allocation[3]=（1,6,5,5）+（0,3,3,2）=（1,9,8,7）；
Finish[3]=true；
Finish[4]=false并且Need[4=（0,6,5,6）<
Work,则Work=Work+Allocation[4]=（1,9,8,7）+（0,0,1,4）=（1,9,9,11）；
Finish[4]=true；
Finish[1]=false并且Need[1]=（1,7,5,0）<
Work,则Work=Work+Allocation[4]=（1,9,9,1）+（1,0,0,0）=（2,9,9,11）；
Finish[1]=true；
Finish[2]=false并且Need[2]=（2,3,5,6）<
Work,则Work=Work+Allocation[4]=（2,9,9,11）+（1,3,5,4）=（3,12,14,15）；
Finish[2]=true；
可以找到一个安全进程序列<
p0,p3，p4，p1,p2>
，它使Finish[i]=true，对于所有0≤i≤4，因而可以断言系统当前处于安全状态．
（2）运行银行家算法，由于Request[2]=（1,2,2,2）￡Need[2]=（2,3,5,6），因而请求合法。
进一步，Request[2]=（1,2,2,2）￡Available=（1,6,2,3），故该请求是可以满足的。
假设将资源分配给p2，则系统状态变为:
003200120401
25761134
运行安全性检测算法，Work=Available=（0,4,0,1），Finish[i]=false，此时所有Need[i]￡Work[i]均不成立，结果Finish[i]均为false，不存在安全进程序列，系统处于不安全状态。
系统将取消资源分配并恢复原来状态，进程p2等待。
1.某系统采用死锁检测手段发现死锁，设系统中资源类集合为{A，B，C}，资源类A中共有8个实例，资源类B中共有6个实例，资源类C中共有5个实例．又设系统中进程集合为{p1,p2,p3,p4,p5,p6}，某时刻系统状态如下：
AllocationRequestAvailable
ABCABCABC
p1:
100000221
p2:
321000
p3:
012202
p4:
000000
p5:
210031
p6:
001000
2.在上述状态下系统依次接受如下请求：
Request[1]=（1,0,0）；
Request[2]=（2,1,0）；
Request[4]=（0,0,2）。
给出系统状态变化情况，并说明没有死锁。
在由
（1）所确定的状态下系统接收如下请求：
Request[1]=（0,3,1），说明此时已发生死锁，并找出参与死锁的进程。
（1）①如果系统只是接受请求，但是没有分配资源给进程，那么系统状态变为：
100100221
321210
000002
在该状态下运行死锁检测算法，可以找到一个进程序列<
p4,p1,p2,p3,p5,p6>
，它使Finish[i]=true，对于所有1≤i≤6，因而可以断言系统当前没有进入死锁状态。
②如果系统接受请求后，将一个A分配给进程p1，则系统状态变为：
200000121
（2）设在
（1）的①状态下系统接收如下请求：
Request[1]=（0,3,1），则系统状态变为：
100131221
p4,p2,p3,p5,p6,p1>
，它使Finish[i]=true，对于所有1≤i≤6，因而可以断言系统当前没有进入死锁状态．
设在
（1）的②状态下系统接收如下请求：
AllocationRequestAvailable
200031121
在该状态下运行死锁检测算法，找不到一个进程序列使Finish[i]=true，对于所有1≤i≤6，因为存在i∈{1，2，3，5}，使Finish[i]=false，因而可以断言系统已经进入死锁状态，进程p1,p2,p3,p5卷入死锁．
第六章
17，分配的页框数为3时：
FIFO:
4
3
2
1
5
√
共缺页9次
LRU:
共缺页10次
OPT:
共缺页7次
分配的页框数为4时：
共缺页8次
OPT：
共缺页6次
18．
（1）根据页式管理的工作原理，应先考虑页面大小，以便将页号和页内位移分解出来。
页面大小为4KB，即212，则得到页内位移占虚地址的低12位，页号占剩余高位。
可得三个虚地址的页号P如下（十六进制的一位数字转换成4位二进制，因此，十六进制的低三位正好为页内位移，最高位为页号）：
137H：
P=0，访问快表10ns，因初始为空，访问页表100ns得到页框号，合成物理地址后访问主存100ns，共计10ns+100ns+100ns=210ns。
565H：
P=0，访问快表，因第一次访问已将该页号放入快表，因此花费10ns便可合成物理地址，访问主存100ns，共计10ns+100ns=110ns。
10ns，落空，访问页表100ns落空，进行缺页中断处理108ns，合成物理地址后访问主存100ns，共计10ns+100ns+108ns+100ns≈108ns。
15A5H：
P=1，访问快表10ns，落空，访问页表100ns落空，进行缺页中断处理108ns，合成物理地址后访问主存100ns，共计10ns+100ns+108ns+100ns≈108ns。
（2）当访问虚地址1565H时，产生缺页中断，合法驻留集为2，必须从页表中淘汰一个页面，根据题目的置换算法，应淘汰0号页面，因此1565H的对应页框号为101H。
由此可得1565H的物理地址为101565H。
25
段号
段内位移
物理地址
430
680
15
2365
500
越界
400
1750
112
26．
逻辑地址
页号
页内地址
页框号
1012
5*1024+1012=6132
2248
200
8
8*1024+200=8392
3010
962
8*1024+962=9154
4020
948
1*1024+948=4020
5018
922
6
6*1024+922=7066
升级会员 