操作系统第五章作业答案 .docx

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1、精品名师归纳总结第 5 章习题答案3、可变分区治理方式下，采纳移动技术有什么优点？移动一道作业时操作系统要做哪些工作？答:排除外部碎片 .经过一段时间的安排回收后,会产生许多碎片 ,这些碎片都很小,不足以满意程序安排重内存的要求,但总和可以满意程序的安排要求.通过移动技术 ,在适当的时候 ,在内存中移动程序 ,把全部闲暇碎片合并成一个连续的大闲暇空间放在内存一端,就可以满意安排的要求移动一道作业时， 操作系统需要修改被移动进程的的址信息，仍要复制进程空间。而且在移动时必需停止全部其他程序的运行。4、用可变分区方式治理主存时，假定主存中按的址次序依次有五个闲暇区，闲暇区的大小依次为 32K ，

2、10K ， 5K ， 228K ， 100K 。现有五个作业J1， J2， J3， J4 和 J5。它们各需主存 1K ， 10K ， 108K ， 28K 和 115K 。假设采纳最先适应安排算法能把这五个作业按J1 J5 的次序全部装入主存吗？你认为按怎样的次序装入这五个作业可使主存空间利用率最高。答：1不行。2以 J1,J2,J3,J5,J4的次序装入这五个作业可使主存空间利用率最高。以上述次序模拟装入过程列表如下：列表模拟 J1J5 进入内存情形如下：初 始 空 闲分J1 进入后空J2 进入后空J3 进入后空J4 进入后空没有满意J5区状态闲 分区 的状闲 分区 的 状闲 分 区的 状

3、闲 分 区 的 状运 行 条 件 的态态态态闲暇分区32K31K21K21K21K10K5K10K5K10K5K10K5K10K5K228K228K228K120K92K100K100K100K100K100K初 始 空 闲分J1 进入后空J2 进入后空J3 进入后空J5 进入后空J4 进入后空区状态闲 分态区 的状闲 分态区 的 状闲 分 区态的 状闲 分 区 的 状态闲 分 区 的 状态32K31K21K21K21K21K10K10K10K10K10K10K5K5K5K5K5K5K228K228K228K120K5K5K100K100K100K100K100K72K这样可以将五个作业全部装

4、入内存，使得内存利用率最高。6、段式储备治理系统中是如何实现储备爱护的？答：由于段是按规律意义来划分的，可以按段名拜访所以段式储备治理可以便利的实现内存信息的共享并进行有效的内存爱护。段式治理的爱护主要有两种。一种是的址越界爱护法，另一种是存取方式掌握爱护法。可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结详细措施有：（ 1） 利用段表及段长来实现段的爱护，防止程序执行时的址越界。（ 2） 存取权限爱护法：在段表中设有“存取权”一项，可对程序的爱护权限进行各种必要的限制。（ 3） 储备爱护键爱护：由于I/O 通道对储备器拜访是不经过段表的，因此有的机器仍采纳储备爱护键爱护。的址越界爱护是利用表

5、中的段长项与虚拟的址中的段内相对的址比较进行的。假设段内相对的址大于段长，系统就会产生爱护中断。不过，在答应段动态增长的系统中，段内相对的址大于段长是答应的。为此，段表中设置相应的增补位以指示是否答应当段动态增长。建立存取掌握指在段表的每个表目中，除指明段长以外，仍增加“存取方式”一项。这种段的爱护，对非共享段来说，主要是用来指示程序设计的错误。而对于共享段来说， 就显得特殊重要。实行存取爱护键。 由于 I/O 通道对储备器的拜访是不经过段表的，因此有的机器除了段爱护之外，仍采纳储备爱护键。由于这种爱护对I/O 通道非常有效。总之，在一个段式储备治理系统中，通过建立段表，施加存取掌握，以及设置

6、储备爱护键等，可以供应一个多级的储备爱护体系。10、有一个操作系统采纳段式储备治理方案，用户区内存为512K ，安排时截取闲暇块的前半部分 小的址部分 。初始时内存全部闲暇。系统执行如下申请、释放操作序列。申请 300K ，申请 100K ，释放 300K ，申请 150K ，申请 50K ，申请 90K1假设采纳第一适应算法，闲暇块表中有哪些空块指出大小，的址 。2假设采纳最正确适应算法，闲暇块表中有哪些空块指出大小，的址 。3假设随后又申请80K ，针对上述两种情形说明结果？其结果说明白什么问题？ 答：操作系统采纳段式储备。执行申请释放序列后，结果如下：a、假如采纳第一适应算法，闲暇块表中

7、的空块有的址大小290k10k400k112kb、假如采纳最正确适应算法，闲暇块表中的空块有的址大小240k60k450k62kc、假设连续申请 80k假如之前采纳第一适应算法，就直接安排起始的址为400k 的连续 80k 空间假如之前采纳最正确适应算法，就需要第一采纳拼接技术对闲暇空间进行合并，然后在合并后的闲暇空间中安排连续80k 空间。在上述情形中采纳最正确适应算法却导致后来的内存直接安排失败而不得不进行内存空间整理。这说明最正确适应算法并不是全部时候都能够保持大块连续的闲暇空间。11、假设一个程序的段表如下：段号状态位段起始的址段长存取掌握可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总

8、结0010040W11202120W201590100E307550R其中，状态位为“ 1”表示该段不在内存。存取掌握：W 表示可写， R 表示可读， E 表示可执行。对于以下的规律的址可能会发生什么情形：1STORE 1 ， 0 ， 502STORE 1 ， 1 ， 103LOAD1， 2 ， 774LOAD1， 3 ， 20答：1的址越界爱护。2发生链接中断，由操作系统的链接中断处理程序处理，依据间接字中的的址找到链接的址的符号名， 并将目标段调入内存安排段号，再依据标号找到段内的址， 修改间接字， 置状态位为 0，完成链接后，重新执行该指令，将R1 中的寄存器写入目标的址。3内存爱护错误

9、。可执行数据不能被load4可以将第 3 段，偏移为 20 处所存的的址指向的内存单元的数据读入R1 中12、设在内存中按的址递增次序有三个不连续的闲暇区F1 、F2、F3，它们的容量分别是60K 、130K 、20K 。请给出一个后备作业序列，使得实施储备安排时1采纳最正确适应算法将取得好的成效，而采纳最差适应算法和第一适应算法成效都不好。2采纳最正确适应算法成效不好，而采纳最差适应算法和第一适应算法都可取得好的成效。3采纳最差适应算法将取得好的成效，而采纳第一适应算法和最正确适应算法成效都不好。4采纳这三种算法都可取得好成效。5采纳这三种算法成效都不好。答：1符合要求的后备作业序列为J1:

10、1K,J2:60K,J3:130K模拟采纳最坏适应算法的装入过程如下：模拟采纳最正确适应算法的装入过程如下：初始闲暇区状态装入状态J1后的闲暇区装入状态J2后的闲暇区装入 J3 后的闲暇区状态60K60K0K0K130K130K130K0K20K19K19K19K初始闲暇区状态装入J1后的闲暇区装入J2后的闲暇区没有可以满意J3 装60K状态60K状态0K入条件的闲暇区130K129K129K20K20K20K模拟采纳第一适应算法的装入过程如下：可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结初始闲暇区状态装入J1后的闲暇区装入 J2后的闲暇区没有可以满意J3 装状态状态入条件的闲暇区60K1

11、30K20K59K130K20K59K70K20K只有采纳最正确适应算法才能将3 个作业全部装入， 由于其他两种算法都为了装入较小的作业而划分了较大的闲暇区，使得剩余的闲暇区相对于未装入的较大的作业小了2满意条件的后备队列为：J1:1K,J2:129K,J3:59K,J4:20K。模拟采纳最正确适应算法的装入过程如下：初始闲暇区状态装入 J1后的空装入J2后的空装入 J3后的空没有可以满意J4闲区状态闲区状态闲区状态装入条件的闲暇区60K60K60K1K130K130K1K1K20K19K19K19K模拟采纳最坏适应算法的装入过程如下：初始闲暇区状态装入 J1后的闲暇装入J2后的空装入 J3后

12、的闲暇装入 J4 后的空区状态闲区状态区状态闲区状态60K60K60K1K1K130K129K0K0K0K20K20K20K20K0K模拟采纳第一适应算法的装入过程如下：初始闲暇区状态装入 J1后的空装入J1后的空装入J1后的空装入J1 后的空闲区状态闲区状态闲区状态闲区状态60K59K59K0K0K130K130K1K1K1K20K20K20K20K0K采纳第一适应算法和最坏适应算法都可以将4 个作业全部装入内存， 而最正确适应算法只能将 3 个作业装入内存。由于最正确适应算法在装入过程中形成了小的不能有效利用的碎片。3满意条件的后备队列为：J1:30K,J2:80K,J3:60K 。模拟采

13、纳最差适应算法的装入过程如下：初始闲暇区状态装入状态J1后的闲暇区装入状态J2后的闲暇区装入 J3 后的闲暇区状态60K60K60K0K可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结130K100K20K20K20K20K20K20K初始闲暇区状态装入J1后的闲暇区装入J2后的闲暇区没有可以满意J3 装状态状态入条件的闲暇区60K130K20K30K130K20K30K50K20K初始闲暇区状态装入J1后的闲暇区装入J2后的闲暇区没有可以满意J3 装状态状态入条件的闲暇区60K30K30K130K130K50K20K20K20K模拟采纳最正确适应算法的装入过程如下：模拟采纳第一适应算法的装入

14、过程如下：只有最差适应算法能把全部的作业装入内存。由于其余两种算法划分了相对较小的闲暇区形成了碎片。4将 2中的后备队列改为：J1:1K,J2:129K,J3:59K,J4:18K 。就最正确适应算法也可以在最终一步装入J4。就三种算法都可以装入全部的作业。详细的过程不再画出，请参照2题的表格。这是由于作业的大小刚好比较合意。5将 3中的后备队列改为J1:30K,J2:80K,J3:61K 。就最坏适应算法也无法在最终将J3 装入内存。就三种算法都不能装入全部的作业。详细的过程不再画出，请参照3题的表格。这是由于作业的大小刚好比较不合意。21、假定磁盘闲暇空间表说明有以下储备块闲暇：13、11

15、、18、9 和 20 块。有一个要求为某文件安排 10 个连续的磁盘块。1假如采纳首次适应安排策略，那么将安排哪个块？2假如采纳最正确适应安排策略，那么将安排哪个块？3假如采纳最差适应安排策略，那么将安排哪个块？ 答:11321132023、为什么要引入虚拟储备器？虚拟储备器是什么？它需要什么硬件支持？依据什么说一个电脑系统有虚拟储备器？怎样确定虚拟储备器的容量？答：由于软件容量的快速扩张，有可能一个进程的程序比内存可用空间仍要大，这时候该程可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结序就无法运行。 另一方面， 由于程序的局部性， 在进程运行的任一阶段只须使用程序的一部分，假如预先安排全部

16、的内存空间，内存就会被铺张。 为了能更有效的支持多道程序设计技术的实现和大型程序运行的需要，所以使用了虚拟储备器的概念，利用大容量的外存来扩充内存， 产生一个比有限的实际内存空间大得多的、规律的虚拟内存空间， 从而增强系统的处理才能。虚拟储备器简称虚存， 是把内存与外存有机的结合起来使用，从而得到一个容量很大的、速度足够快的“内存” 。虚拟储备器需要的硬件支持是： 系统有一个容量足够大的外存。 系统有一个具有相当容量的内存。硬件供应实现虚、实的址映射的机制。假如一个电脑系统硬件上拥有上述的支持条件、操作系统又支持虚拟储备治理，那么这个电脑系统是有虚拟储备器的。一个虚拟储备器的最大容量寻址空间可

17、以用寄存器的位数来确定，因此比方X86 体系的电脑寄存器为 32 位，因此虚拟储备器的最大容量应当为2 的 32 次方字节，即 4GB 。26、有一个虚拟储备系统。安排给某进程3 页内存，开头时内存为空，页面拜访序列如下：6， 5， 4，3， 2， 1， 5， 4， 3， 6， 5， 4， 3， 2， 1， 6， 51假设采纳先进先出页面置换算法FIFO ，缺页次数为多少？2假设采纳最近最少使用页面置换算法LRU ，缺页次数为多少？3假设采纳最正确页面置换算法算法了？ 答:1:17 次2:17 次311 次27、有一台电脑含有4 个页面，每一页的装入时间，最终一次修改时间以及R 与 M 位的值

18、如下 时间为时钟周期 ：页装入时间最终拜访时间RM01262790012302601021202721131NRU160应剔除哪一页280112FIFO3LRU应剔除哪一页应剔除哪一页4其次次时机应剔除哪一页答： NRU 应剔除第 0 页可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结FIFO 应剔除第 2 页LRU 应剔除第 1 页其次次时机应剔除第0 页29、何谓系统的“抖动”现象？当系统发生“抖动”时，你认为应当实行什么措施来加以克服？答：在虚存中， 页面在内存与外存之间频繁调度，以至于调度页面所需时间比进程实际运行 的时间仍多，此时系统效率急剧下降，甚至导致系统崩溃。这种现象为颠簸或抖

19、动。颠簸或抖动产生的最主要的缘由是页面置换算法不合理， 安排给进程的物理页面数太少。可以考虑改良页面的置换算法。 另一方面， 程序员编写程序的同时， 假如能依据机器寻址的特点， 来调整访存指令的执行次序例如对大矩阵的操作是先行后列仍是先列后行，等也可以防止抖动的发生。30、在虚拟页式储备治理中，进程在内外存中的存放有以下两种方法：1一部分页面放在内存，其余页面放在外存。2一部分页面放在内存，全部页面放在外存。试从系统开销的角度分析两种方法各自的优缺点，并说明页表的差异。答：第一种方法，一部分页面放内存，其余页面放外存，这样在内存中的页面在外存中不存 在副本， 其次种方法当前需要的页面放在内存中

20、，全部的页面在外存中都有副本，因此第一种方法比其次种方法占据的储备空间小。但是在将页面移出内存的过程中，对于第一种方法， 不管要移出的页面是否被修改过，都必需将其写回磁盘。 对其次种方法， 假如要移出的页面没有被修改过， 那么它在磁盘上的副本已经是最新的了，就不需要写回， 调入的页直接掩盖被剔除的页就行了。 因此其次种方法比起第一种方法来，输入输出设备的压力小， 调入调出数据和程序段的频率低。由于第一种方法移出页面时不管页面是否被修改过都得将其写回外存，所以页表中不需要有修改位。 所以页表差异在第一种方法的页表不需要有修改位，而其次种方法需要有修改位。31、有一个虚拟储备系统采纳最近最少使用L

21、RU 页面置换算法，每个程序占3 页内存， 其中一页用来存放程序和变量i,j不作他用 。每一页可存放 150 个整数变量。 程序 A 和程序 B 如下：程序 A ：VAR C:ARRAY1.150,1.100 OF integer;i,j:integer;FOR i:=1 to 150 DOFOR j:=1 to 100 DO Ci,j:=0;程序 B：VAR C:ARRAY1.150,1.100 OF integer;i,j:integer;FOR j:=1 to 100 DOFOR i:=1 to 150 DO可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结Ci,j:=0;设变量 i,j

22、放在程序页中，初始时，程序及变量i,j 已在内存，其余两页为空。矩阵C按行序存放。1试问当程序 A 和程序 B 执行完后，分别缺页多少次？2最终留在内存中的各是矩阵C 的哪一部分？ 答1100 次,10000 次2 程序 A 运行完后内存两个页面中分别为:第一页 :ARRAY148,1 到 ARRAY148,100 和 ARRAY149,1 到 ARRAY149,50其次页 : ARRAY149,51 到 ARRAY149,100 和 ARRAY150,1 到 ARRAY150,100程序 B 运行完后内存两个页面中分别为:第一页 :ARRAY148,1 到 ARRAY148,100 和 AR

23、RAY149,1 到 ARRAY149,50其次页 : ARRAY149,51 到 ARRAY149,100 和 ARRAY150,1 到 ARRAY150,10032、某采纳页式虚拟储备治理的系统，接收了一个共7 页的作业，作业执行时依次拜访的页为 1， 2， 3， 4， 2， 1， 5， 6， 2， 1， 2， 3，7， 6， 3， 2， 1， 2， 3， 6。假设采纳最近最少用 LRU 调度算法，作业在得到两块主存空间和四块主存空间时各会产生多少次缺页中断？假如采纳先进先出FIFO 调度算法又会有怎样的结果？ 解：1LRU 、两块主存空间：LRU ：1234215621237632123

24、6页 1：12342156212376321236页 2：123421562123763212322缺页中断 18 次2LRU 、四块主存空间：LRU ：12342156212376321236页 1：12342156212376321236页 2：1234215621237632123页 3：123421566123763312页 4：113421556122766612121232236缺页中断 10 次3FIFO 、两块主存空间：LRU ：12342156212376321236页 1：12342156211376321136页 2：123421562213763221322缺页中断 1

25、8 次4FIFO 、四块主存空间：LRU ：12342156212376321236可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结页 1：12344456211376621133页 2：1233345622137762211页 3：122234566213376622页 4：11123455621137766212326缺页中断 14 次33、比较各种储备治理方式的特点包括主存空间的安排方式、是否要有硬件的的址转换分管机构作支撑、适合单道或多道系统等、重定位方式、的址转换的实现操作系统和硬件怎样协作、储备爱护的实现操作系统和硬件各自做些什么工作。储备治理特点重定的址转换过程储备爱护主存安排方

26、式硬件的址适 合其他位方转换系统式单 一 用 户一次性全部连不必需单道利用率低，动态依据基的址生成物理无储备续不敏捷或静的址。态静态由软件完成。动态可由硬件供应基的址寄存器帮忙转换固依据程序供应不必需多道不 能 充 分动态依据基的址生成物理通过界限区定的内存需求最利用内存，或静的址。寄 存 器理分大值从已划分碎 片 问 题态静态由软件完成。动 硬件 或区好的固定区域严峻， 程序态可由硬件供应基的保 护 键管中安排大 小 受 到址寄存器帮忙转换 软件 的理限制相 应 判可在装入程序时不必需多道简洁易行，动态依据基的址生成物理断，产生变从闲暇区域中利 用 率 较拼的址。可由硬件供应越界中断分划分高

27、。缺乏扩接基的址寄存器帮忙转或者爱护区充性时换性 中 断管 硬件。理页 式存 储以 页面 为 单需要页表多道有 效 解 决动态把规律的址分为页号保 护 键治理位，按用户程始址寄存碎片问题，和页内的址，与页表 软件 或序需求的页数器和长度但 有 时 也长度寄存器比较，检扩 充 页安排，安排空寄存器，会 造 成 空查越界，依据页表始表，增加间不肯定连续也可以增间铺张。址寄存器得到页表首存取掌握加快表的址，依据规律页号项硬件找到内存块号，并且与页内的址拼成物理的址。可以用快表来实现加速。 硬件段 式存 储以段为单位，需要段表多道便 于 动 态动态把规律的址分为段号越界检查治理为每一个规律段安排连续的

28、始址寄存器和长度安排内存，管 理 和 申和段内的址，与段表长度寄存器比较，检 硬件 爱护 键 软可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结虚拟储备治理内存空间寄存器，请统一化，查越界，依据段表始件 或 扩也可以增便于共享，址寄存器得到段表首充段表，加快表动态链接，的址，依据规律段号增加存取会 有 碎 片找到该段起始的址，控 制 项问题并且与段内的址拼成物理的址。可以用快 硬件表来实现加速 硬件段 页 式 存以段为单位，需要段表多道方 便 用 户动态依据段号查找快表，越界检查储治理为每一个规律始址寄存提 高 利 用假如找到就直接获得 硬件 保段按用户程序器、长度率，结合段物理的址，否就通过

29、护键或扩需求的页数分寄存器和式 与 页式段表始址寄存器查找充段表，配，安排空间快表的优点段表，依据段号查找增加存取不肯定连续页表位置，依据页号控 制 项在页表中查找内存块 硬件号，和页内的址拼接成物理的址，并更新快表 硬件虚程序运行时不需要在页多道把 内 存与动态在的址映射过程中如越界检查拟装 入 全 部 页式基础上外 存 有机果拜访页面不存在就 硬件 保页面，依据需求增 加 页结合起来，产 生 缺 页 中 断 硬护 键 软式动态装入，使号、驻留扩 充 了 内件 ，并依据肯定的算件 或 扩存用页面置换算位、内存存的容量，法将页面调入内存，充段表，储法来调换内存块号、外有 可 能 产假如内存已满，需要增加存取中的页面存的址、生抖动将某些页面临时移出控 制 项拜访位、内存。 软件 硬件修改位虚程序运行时不需要在段多道把 内 存 与动态在的址映射过程中如拟全部装入，根式基础上外 存 有 机果拜访段不存在就产段据需求动态装增加特点结合起来，生缺段中断 硬件 ，式入，以段为单位、存取扩 充 了 内检察系统是否有足够存位进行内外村权限位、存的容量，连续空间，如有就直储的交换。标志位、有 可 能 产接装入，否就尝试使扩充位生抖动用紧缩技术获得足够连续空间，假如仍不足就考虑剔除一些内存中的不常用段。 软件可编辑资料 - - - 欢迎下载