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1、第一章1.说明分布式系统相对于集中式系统的优点和缺点。从长远的角度看，推动分布式系统发展的主要动力是什么？答：相对于集中式系统，分布式系统的优点：1）从经济上，微处理机提供了比大型主机更好的性能价格比；2）从速度上， 分布式系统总的计算能力比单个大型主机更强；3）从分布上， 具有固定的分布性，一些应用涉及到空间上分散的机器；4）从可靠性上，具有极强的可靠性，如果一个极强崩溃，整个系统还可以继续运行；5）从前景上，分布式操作系统的计算能力可以逐渐有所增加。分布式系统的缺点：1）软件问题，目前分布式操作系统开发的软件太少；2）通信网络问题，一旦一个系统依赖网络， 那么网络的信息丢失或饱和将会抵消我
2、们通过建立分布式系统所获得的大部分优势；3）安全问题，数据的易于共享也容易造成对保密数据的访问。推动分布式系统发展的主要动力：尽管分布式系统存在一些潜在的不足，但是从长远的角度看，推动分布式系统发展的主要动力是大量个人计算机的存在和人们共同工作于信息共享的需要，这种信息共享必须是以一种方便的形式进行。而不受地理或人员，数据以及机器的物理分布的影响2.多处理机系统和多计算机系统有什么不同？答：共享存储器的计算机系统叫多处理机系统，不共享存储器的计算机系统为多计算机系统。它们之间的本质区别是在多处理机系统中，所有CPU 共享统一的虚拟地址空间，在多计算机系统中，每个计算机有它自己的存储器。多处理机
3、系统分为基于总线的和基于交换的。基于总线的多处理机系统包含多个连接到一条公共总线的CPU 以及一个存储器模块。基于交换的多处理机系统是把存储器划分为若干个模块，通过纵横式交换器将这些存储器模块连接到CPU 上。多计算机系统分为基于总线的和基于交换的系统。在基于总线的多计算机系统中，每个CPU 都与他自身的存储器直接相连，处理器通过快速以太网这样的共享多重访问网络彼此相连。在基于交换的多计算机系统中，处理器之间消息通过互联网进行路由，而不是想基于总线的系统中那样通过广播来发送。3.真正的分布式操作系统的主要特点是什么？必须有一个单一的、全局的进程间通信机制。进程管理必须处处相同。文件系统相同。使
4、用相同的系统调用接口。4.分布式系统的透明性包括哪几个方面，并解释透明性问题对系统和用户的重要性。答：对于分布式系统而言，透明性是指它呈现给用户或应用程序时，就好像是一个单独是计算机系统。具体说来，就是隐藏了多个计算机的处理过程，资源的物理分布。具体类型：透明性描述存取透明性隐藏了数据表示和获取资源的具体实现位置透明性用户不必知道资源位于何处迁移透明性资源可以不改名随意移动重定位透明性用户不必知道资源是位置是否改变复制透明性用户不必知道有多少拷贝存在并发透明性多个用户可以自动的共享资源精品资料 - - - 欢迎下载 - - - - - - - - - - - 欢迎下载 名师归纳 - - - -
5、 - - - - - -第 1 页，共 10 页 - - - - - - - - - - 容错透明性用户不必知道系统出现错误5.在分布式操作系统中，为什么采用微内核技术，通常微内核提供哪些服务答：采用微内核技术的原因：1）高度模块化，每一个服务都有一个定义好的接口，每个用户都可以访问任何服务，服务与位置独立；2）高度灵活性，具有添加、删除和修改服务的功能；3）用户定制，用户可以自定义服务。微内核提供的服务有：1）进程间通信机制； 2）某些内存管理功能；3）少量的底层进程管理和调度；4）低层输入 /输出服务。第二章6.客户 -服务器模式的主要思想及优点。答：其主要思想是构造一种操作系统，它由一组
6、协同进程组成，这组进程称为服务进程，为客户机提供服务的进程称为客户。客户和服务器都运行在相同的微内核中，都以进程方式运行。一台机器可以运行多个客户、多个服务器或者两者的结合，客户-服务器模式常常以简单的请求/应答协议为基础，客户向服务器发送一个请求，请求一些服务， 服务器完成后返回所要的数据或者给出一个错误代码，指出工作未完成。优点： 1）简单，客户发出一个请求得到一个应答，在使用之前无需建立连接也不需要释放连接；2）有效性，协议栈比较短因而更有效。7.客户为了发送消息给服务器，它必须知道服务器的地址。试给出服务器进程编址的几种方法，并说明如何定位进程。答：方法一。机器号加进程号，内核使用机器
7、号将消息正确地发送到适当的机器上，用进程号决定将消息发送给哪一个进程。方法二。 进程选择随机地址， 通过广播方式定位进程，进程在大范围的地址空间中随机指定自己的标识号。在支持广播式的LAN 中，发送者广播一个特殊的定位包，其中包含目的进程地址，所有的内核查看地址是不是他们的，如果是则返回消息给出网络地址，然后发送内核缓存地址。方法三。客户机运行时，使用ASCII 码访问服务。客户机运行时，向名字服务器发送请求信息，名字服务器将 ASCII 服务器名映射成服务器地址，客户机收到给地址后，可以访问服务器。8.说明在 C/S 模式下解决消息可靠传输的三种方法? 答： 1、重新定义非可靠的send语义
8、。系统无法保证消息发送成功，完成可靠地通信依赖于用户。2、要求接收机器的内核给发送机器的内核发送一个确认消息。只有收到这个确认消息后发送内核释放用户进程。确认消息从一个内核传送到另一个内核，无论是客户还是服务器都看不到确认消息。3、客户在发送消息后阻塞，服务器内核不发送确认消息而是将应答作为确认消息。因此客户进程一直阻塞到应答消息到来为止，如果时间太长，发送内核会重新发送请求以防止消息丢失。9.说明 RPC 的主要思想及RPC 调用的主要步骤。 （远程过程调用函数sum(4,7)为例说明）答：主要思想是允许程序去调用位于其他机器上的过程。当位于机器A 的一个进程调用机器B 上的某个过程时，机器
9、A 上的过程被挂起，被调用的过程在机器B 上执行。调用者讲消息放在参数表中传送给被调用者，结果作为过程的返回值返回给调用者。消息的传送与I/O 操作对于编程人员是不可见的。精品资料 - - - 欢迎下载 - - - - - - - - - - - 欢迎下载 名师归纳 - - - - - - - - - -第 2 页，共 10 页 - - - - - - - - - - 主要步骤如下： 1）客户过程以普通方式调用相应的客户存根；2）客户存根建立消息并激活内核陷阱；3）内核将消息发送到远程内核；4）远程内核将消息发送到服务器存根；5）服务器存根取出消息中的参数后调用服务器过程；6）服务器完成工作后
10、将结果返回至服务器存根；7）服务器存根将它们打包并激活内核陷阱； 8）远程内核将消息发送会客户内核；9）客户内核将消息提交给客户存根；10）客户存根从消息中取出结果返回给客户。10. 在 RPC 调用时，如果服务器或客户机崩溃了，各有哪些解决方法。答：如果是服务器崩溃了，用户无法区分服务器是在执行前还是执行后崩溃，解决方案如下：1）至少一次语义，指等待服务器重新启动，然后重发请求。这种方法要求不断重试直至客户收到应答消息。它保证 RPC 至少执行一次。2）之多一次语义，指立即放弃并报告失效。它确保RPC 至多执行一次，但也可能根本没有执行；3）不作保证； 4）精确一次语义；如果是客户机崩溃了，
11、存在孤儿问题（客户已发送请求，在应答到来之前崩溃了，此时已经激活服务器中的过程并获得结果，但是没有客户在等待结果）解决方案如下：1）根除，在客户存根发送RPC 消息前先做日志（用来恢复崩溃），系统重新启动后，检查日志，发现孤儿存在并将其杀死；2）再生，把时间分成有序的纪元，当客户端重启时， 向所有机器广播一个消息通知一个新纪元的到来，并结束所有的远程计算； 3）温和再生，服务器接收到新纪元广播时，检查自己是否有远程计算，只有那些找不到所有者的远程计算终止。4）过期，每个 RPC 都分配一个标准时间T 来完成任务，如果超时没有完成则显示分配一个数额。第三章11. 实现分布式系统同步的复杂性表现在
12、哪几个方面？说明先发生关系，并说明在 LAMPORT算法中怎样给事件分配时间。答：分布式算法有如下性质：1）相关信息分散在多台机器上；2）进程决策仅依赖于本地信息；3）系统中单点故障应避免；4）没有公用时钟和其他精确的全局时间资源存在。前三点说明在一处收集所有信息并对他们进程处理是不可接受的，左后一点说明在分布式系统获得时间上的一致并不是容易的。LAMPORT算法的解决方案是直接使用先发生关系，每条消息都携带发送者的时钟以指出其发送的时间，当消息到达时，接受者的时钟比消息发送者时钟小，就立即将自己的时钟调到比发送者的时间大1或更多的值，我们给出一种测量时间的方法，使得对每一事件a，在所有进程中
13、都认可给它一个时间值C(a)，在给事件分配时间时要遵循一下规则：1）在同一进程中a 发生在 b 之前则 C(a)C(b)；2）若 a和 b 分别代表发送消息和接收消息，则C(a)N ，只有在适当数目的服务器同意参与时，文件才能进行读写操作。第六章27. 说明在 Dash 交换式多处理机系统中，如何读写一个存储器中的字。CPU 如何读取一个存储器中的字。CPU 首先检查自己的缓存。若缓存中无此字，则在本地簇内发出请求，询问本地簇的其他cPu 缓存中是否有此字。若有，该数据块从该缓存传送到发出申请的CPU 缓存中。若数据块的状态是CLEAN, 拷贝此数据块。若块的状态是DIRTY ，其目录将此块标
14、记为CLEAN ，使之共享无论如何，只妥命中缓存就能满足指令，但不影响任何目录的位图。如果数据块不在任何簇的缓存中，CPU 将发一请求信包给该块的宿主所在簇，这可以由存储器地址的高 4 位来确定。 宿主所在簇可能就是请求者所在的簇。在这种情况下消息并未被实际发送。宿主所在簇的目录管理硬件检查它的表以确定块的状态。若为UNCACHED 或 CLEAN ，硬件从全局存储器中取出块，将其发送到请求簇，该簇更新其日录，表明该块已在缓冲区中(如果还没有这样标记)。如所需块的状态为DIRTY,目录硬件查找拥有该块的簇的标志，该簇响应请求。 拥有 DIRTY 块的簇将数据块发给请求簇，并因为数据块己共享，将
15、其状态改为CLEAN; 它还要给宿主所在簇发回一个拷贝以更新存储器，这时块的状态被置为CLEAN 。若块被置为一个新状态，因为目录跟踪状态的变化，其目录也将随之改变。写操作与此不同。 在写以前， 执行写操作的CPU 必须确定它拥有系统中该缓存块的唯一拷贝。若该 CPU的缓存中己有此数据块.且状态为DIRTY ，可以立即写 ;若缓存中有数据，但状态为CLEAN ，必须发送信包给宿主所在簇，记录所有其他拷贝并将之置无效28. 说明基于总线的多处理机系统中的write-through和 write once 协议。答：通写缓存一致性协议是一种特别简单的，通用的协议。当CPU 从存储器中首次读取某个字
16、时，该字通过总线取出并存储在提出请求的CPU 缓存中，当再次需要这个字时，CPU 不再提出访问存储器的请求，而是直接从缓存中获取，这样减少了总线流量，通写缓存一致性协议概括如下：事件缓存响应本地CPU 操作时执行缓存响应远程CPU 操作时执行的动作读失败 Read miss 从存储器中取得数据并存储到缓存中无动作读命中 Read hit 从本地缓存中取得数据无动作写失败Write miss 更新存储器中的数据并存储到缓存中无动作写命中Write hit 更新存储器和缓存使缓存无效表中的第一列列出了可能发生的四种基本事件，第二列说明缓存如何响应CPU 的操作，第三列说明缓存发现（通过监听）其他C
17、PU 的读写操作如何反应。例如，当监听者发现其他CPU 写入的字在其缓存精品资料 - - - 欢迎下载 - - - - - - - - - - - 欢迎下载 名师归纳 - - - - - - - - - -第 9 页，共 10 页 - - - - - - - - - - 中（从监听者角度看是命中）时，监听者必须采取措施，即从本缓存中删除这个字。通写协议易于理解和使用。缺点是所有的读写操作必须通过纵向，因此允许挂在单一总线上的CPU 数量仍然很少，不能满足大型多处理机的需求。write-once 协议：该协议管理缓存块，每个块处于一下三种状态之一：1）无效，本缓存块没有有效数据；2）干净，存储器
18、被更新，该块可能在别的缓存中；3）脏，存储器错误，该数据块不在其他缓存中。基本思想是允许正被多个CPU 读取的字出现在它们所有的缓存中，而仅被一个CPU 经常写的字只保存在他的缓存中，为减少总线流量，不必每次都写回存储器。29. 简述分布式共享存储器的三种模型：严格一致性、顺序一致性、因果一致性、并举例说明。答： 1.严格一致性（ strict consistency）对于数据项x 的任何读操作将返回最近一次对x 进行写操作的结果所对应的值。严格一致性是限制性最强的模型，但是在分布式系统中实现这种模型代价太大，所以在实际系统中运用有限。2.顺序一致性任何执行结果都是相同的，就好像所有进程对数据
19、存储的读、写操作是按某种序列顺序执行的，并且每个进程的操作按照程序所制定的顺序出现在这个序列中。也就是说，任何读、写操作的交叉都是可接受的，但是所有进程都看到相同的操作交叉。顺序一致性由Lamport（1979）在解决多处理器系统的共享存储器时首次提出的。3.因果一致性所有进程必须以相同的顺序看到具有潜在因果关系的写操作。不同机器上的进程可以以不同的顺序看到并发的写操作（ Hutto 和 Ahamad 1990） 。假设 P1 和 P2 是有因果关系的两个进程，例如P2 的写操作信赖于P1 的写操作，那么P1 和 P2 对 x 的修改顺序，在P3 和 P4 看来一定是一样的。但如果P1 和 P2 没有关系，那么P1 和 P2对 x 的修改顺序，在 P3和 P4 看来可以是不一样的。精品资料 - - - 欢迎下载 - - - - - - - - - - - 欢迎下载 名师归纳 - - - - - - - - - -第 10 页，共 10 页 - - - - - - - - - -