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1现代操作系统第一章答案1.操作系统必须向用户提供一台扩展(即，实际上)的机器，和它必须管理I/O设备和其它系统资源。2.多道程序就是CPU在内存中多个进程之间迅速切换。它一般被用来使CPU保持忙碌，当有一个或多个进程进行I/O时。3.输入spooling是作业中的读入技术，例如，从卡片在磁盘，这样当当前执行的进程完成时，将等候CPU。输出spooling在打印之前首先复制打印文件，而非直接打印。在个人计算机上的输入spooling很少，但是输出spooling非常普遍。4.多道程序的主要原因是当等候I/O完成时CPU有事可做。如果没有DMA，I/O操作时CPU被完全占有，因此，多道程序无利可图(至少在CPU利用方面)。无论程序作多少I/O操作，CPU都是100%的忙碌。当然，这里假定主要的延迟是数据复制时的等待。如果I/O很慢的话，CPU可以做其它工作。5.第二代计算机没有必要的硬件保护操作系统免受恶意的用户程序的侵害。6.它依然存在。例如，Intel以各种各样的不同的属性包括速度和能力消耗来生产PentiumI,II,III和4。所有这些机器的体系结构都是兼容的，仅仅是价格上的不同，这些都是家族思想的本质。7.25X80字符的单色文本屏幕需要2000字节的缓冲器。1024X768象素24位颜色的位图需要2359296字节。1980年代这两种选择将分别地耗费$10和$11520。而对于当前的价格，将少于$1/MB。8.选择(a)，(c)，(d)应该被限制在内核模式。9.个人的计算机系统总是交互式的，而且经常只有一个用户。而大型机系统几乎总有许多用户强调批处理或者分时。除了对所有资源的有效使用，大型机系统上的保护更加重要。10.从管道中每纳秒出现一条指令。意味着该机器每秒执行十亿条指令。它对于管道有多少个阶段全然不予理睬。即使是10-阶段管道，每阶段1nsec，也将执行对每秒十亿条指令。因为无论那种情况，管道末端输出的指令数都是一样的。11.原稿包含80X50X700=2800000字符。当然，这不可能放入任何目前的CPU中，而且对于1MB的cache来说也太大了，但是如果可能的话，在寄存器中只需2.8msec，在Cache中需要5.8msec。整本书大约有2700个1024字节的数据块，因此从磁盘扫描大约为27秒，从磁带扫描则需2分钟7秒。当然，这些时间仅为读取数据的时间。处理和重写数据将增加时间。12.从逻辑上说，边界寄存器使用虚拟地址或者物理地址没有任何关系。然而，前者的性能更好。如果使用虚拟地址，虚拟地址和基址寄存器的相加，与比较可以同时开始，而且可以2并行。如果使用物理地址，相加完成之前是不能进行比较的，这就增加了存取时间。13.也许。如果调用者取回控制，并且在昀终发生写操作时立即重写数据，将会写入错误的数据。然而，如果驱动程序在返回之前首先复制将数据复制到一个专用的缓冲器，那么调用者可以立即继续执行。另一个可能性是允许调用者继续，并且在缓冲器可以再用时给它一个信号，但是这需要很高的技巧，而且容易出错。14.陷井由程序造成的，并且与它同步。如果程序一而再地被运行，陷井将总在指令流中相同位置的精确发生。而中断则是由外部事件和其时钟造成的，不具有重复性。15.Base=40000，Limit=10000。按照本书中描述的方法Limit=50000是不正确的。这种方法也是可以执行的，不过这样做将等待addree+Base完成后才能开始边界检查，将会使计算机速度减慢。16.进程表是为了存储当前被挂起、甚或是被延迟和阻塞的进程状态。在单一进程的系统中是不需要，因为单一进程从不挂起。17.装配文件系统将使得装配目录中已有的任何文件都不可访问，因此装配点通常都是空的。然而，系统管理人员可能需要将某些位于被装配目录中的非常重要的文件复制到装配点，使得他们在进行设备检查或修理时，可以在紧急事件中的普通路径上找到这些文件。18.如果进程表中没有空闲的槽(或者没有内存和交换空间)，Fork将失败。如果所给的文件名不存在，或者不是一个有效的可执行文件，Exec将失败。如果将要解除链接的文件不存在，或者调用Unlink的进程没有权限，则unlink将失败。19.如果fd不正确，调用失败，将返回.1.。同样，如果磁盘满，调用也失败，要求写入的字节数和实际写入的字节数可能不等。在正确终止时，总是返回nbytes。20.包含字节：1，5，9，2。21.块特殊文件包含被编号的块，每一块都可以独立地读取或者写入。而且可以定位于任何块，并且开始读出或写入。这些对于字符特殊文件是不可能的。22.系统调用实际上并没有名称，除了在文件中这样描述之外。当库例程read陷入内核时，它将系统调用号码放入寄存器或者堆栈中。该号码通常用于一张表的索引。这里确实没有使用任何名称。而另一方面，库例程的名称是十分重要的，因为它将用于程序中。23.是的，尤其当系统内核是消息传递系统时。24.就程序逻辑而言，库例程调用哪个系统调用是没有关系的。但是，如果需要考虑性能问题，无需系统调用就可以完成的任务将使程序运行更快。所有的系统调用都会导致用户环境和内核环境的切换开销。更进一步，在多用户系统中，在系统调用完成之前，操作系统可能调度到其他的进程，这将使得调用过程的处理更加迟缓。25.某些UNIX调用没有相应的Win32API：Link：Win32程序不能给文件另外一个名称，或者使某个文件出现在多个目录中。同时，试图创建链接可以便于测试，并且在文件上加锁。Mount和umount：Windows程序不能创建关于标准的路径的假定命名，因为具有多个磁盘驱动器的系统上路径名，其驱动器部分是不同的。3Chmod：Windows程序员不得不假定所有的用户都能访问每个文件。Kill：Windows程序员不能kill行为失常的程序。26.这些都可以直接转换：(a)microyear=106X365X24X3600=31.536sec。(b)1km。(c)有240字节，也就是1,099,511,627,776字节。(d)它是6X1024公斤。4第二章答案1.从阻塞到运行的转换是可以想象的。假设某个进程在I/O上阻塞，而且I/O结束，如果此时CPU空闲，该进程就可以从阻塞态直接转到运行态。而另外一种转换(从就绪态到阻塞态)是不可能的。一个就绪进程是不可能做任何会产生阻塞的I/O或者别的什么事情。只有运行的进程才能被阻塞。2.应该有一个寄存器包含当前进程表项的指针。当I/O结束时，CPU将把当前的机器状态存入到当前进程表项中。然后，将转到中断设备的中断向量，读取另一个过程表项的指针(服务例程)。然后，就可以启动这个进程了。3.通常，高级语言不允许访问CPU硬件，而这种访问是必需的。例如，中断处理程序可能需要禁用和启用某个特定设备的中断服务，或者处理进程堆栈区的数据。另外，中断服务例程需要尽快地执行。4.内核使用单独的堆栈有若干的原因。其中两个原因如下：首先，不希望操作系统崩溃，由于某些用户程序不允许足够的堆栈空间。第二，如果内核将数据保留在用户空间，然后从系统调用返回，那么恶意的用户可能使用这些数据找出某些关于其它进程的信息。5.即使是有可能实现，也是很难保持文件系统的一致性。假设某个客户进程给服务器进程1发送请求要更新文件。该进程更新其内存的cache项。然后，另一个客户进程给服务器进程2发送请求读取该文件。不幸的是，如果该文件还在cache中，服务器进程2对此毫不知情，将返回过时的数据。如果第一个进程在缓冲后将文件写到磁盘中，而服务器进程2每次读取时检查磁盘其缓存的备份是否是昀新的，系统还可以工作，但是需要避免磁盘访问的所有缓存系统。6.当线程停止时，其值保留在寄存器中。当进程停止时寄存器必须被保存。分时线程与分时进程没有区别，因此每个线出都需要其自己的寄存器保存区。7.不会。如果单线程进程在键盘上阻塞，就不能创建子进程。8.当工作者线程从磁盘读取Web页时，它就会被阻塞。如果使用用户级线程，该动作将阻塞整个进程，而破坏多线程的价值。这就是使用内核线程的原因：某些线程的阻塞不会影响到其他线程。9.进程中的线程是相互协作的，而不是相互对立的。如果放弃是为了应用程序，那么线程将放弃CPU。毕竟，通常是同一个程序员写的代码。10.用户级线程不能按时钟剥夺，除非整个进程的时间片用完。内核级线程可以单独地被剥夺。在后一种情况下，如果线程运行过久，时钟将中断该当前进程，因而当前线程也被中断。内核可以自由地从同一个进程中选取其他线程运行。11.在单线程情况下，cache命中需15msec，cache未命中需要90msec。其加权平均为2/3*15+1/3*90。因此，平均请求为40msec，而服务器每秒可处理25个。对于多线程服务器，所有磁盘等待都是重叠的，因此每个请求都耗时15msec，而服务器每秒可处理66.6666个请求。512.是的。如果服务器是完全CPU绑定的，则不需要多线程。这只会增加不必要的复杂性。假设某个百万人口区域的电话查号系统(类似于114)，如果每个(姓名,电话号码)记录为64个字符，整个的数据库则为64MB，这就很容易全部读入服务器内存中以提供快速的查询。13.指针是确实必要的，因为全局变量的大小是未知的。它可能是从字符到浮点数数组的任何类型。如果保存其值，就不得不把其大小传递给create_global，这都没有问题，但是必须将其类型作为set_global的第二个参数，那么read_global返回值的类型是什么呢?14.runtime系统可以正好在这一时刻阻塞或者解除阻塞某个线程，并且忙于处理调度队列。此时并不适合于时钟中断处理程序开始检查该队列是否应该进行线程切换，因为它们可能处于不一致的状态。解决方法可以是：当进入runtime系统后，设置一个标志。时钟处理程序将看到该标志，并且设置其自己的标志，然后返回。当runtime系统完成时，它将检测时钟标志，看是否有时钟中断发生，并且现在运行时钟处理程序。15.这是可能的，不过效率很低。线程想要做一个系统调用，首先设定警报定时器，然后才执行调用。如果线程阻塞，定时器将控制归还给线程包。当然，大多数调用是不阻塞的，而定时器必须被清除。每个可能被阻塞的系统调用都必须作为3个系统调用来执行。如果定时器过早时效，各种问题都可能发生。用这种方法建立线程包并不好。16.当低优先级进程位于其临界区，而高优先级进程就绪并且被调度时，将发生优先级倒置问题。如果使用忙等待，它将一直运行。对于用户级线程，不可能发生低优先级线程突然被剥夺而允许高优先级线程运行，因为是不可剥夺的。而内核级线程，就会出现这个问题。17.每个线程都是自己调用例程，因此它必须有其自己的堆栈以保存局部变量、返回地址等等。这一点用户级线程和内核级线程是一样的。18.竞争条件是指如下的情形：两个(或多个)进程将要执行某些动作，其执行依赖于准确的定时。如果某个进程首先执行，所有事件顺利完成，但是如果另一个先执行，则会产生致命的错误。19.是。模拟的计算机可能是多道程序的。例如，当进程A运行时，它读出某些共享变量。然后，发生一个模拟时钟计时，而进程B运行。它也读出相同的变量。接着，它把该变量加1。当进程A运行时，如果它也是给变量加1，就会产生竞争条件。20.是，它还是有用的。当然，它依然是忙等待。21.该方法对可剥夺调度完全没问题。事实上，它就是为这种情况设计的。当调度为不可剥夺的，该方法将会失败。假设turn初值为0，而进程1首先运行。它将一直循环，永不释放CPU。22.当然可以。将内存字作为标志，0表示没有进程使用临界变量，1表示有某个进程正在使用。将1放入寄存器中，并且交换内存字和寄存器。如果寄存器在交换后为0，则准许访问。如果它包含1，则拒绝访问。当进程完成时，将0存储在内存标志中。23.执行信号量操作，操作系统首先要禁用中断。然后，它读取信号量的值。如果执行down操作，而信号量等于0，就将调用进程放入与信号量有关的阻塞进程列表中。如果执行up操作，必须检测看是否有任