进程管理

解析：

1. fork() 行为：

   • 子进程返回值为 0
   • 父进程返回子进程的进程 ID

2. 变量操作：

   • 子进程执行 a = a + 5 → 结果为 x
   • 父进程执行 a = a - 5 → 结果为 u
   • 数学关系推导：x = u + 10

3. 地址分析：

   • 物理地址：父子进程不同（因 fork() 复制）
   • 虚拟地址：通过 fork() 复制机制，子进程继承父进程的虚拟地址空间
   • 打印结果验证：v = y（地址相同）

4. 关键结论：

   • 数值关系：u + 10 = x
   • 地址关系：v = y
   • 正确选项为 C

解释：

• P() 函数的工作原理

  • 使用 fetch-and-set 操作将内存位置 x（即 s->value）设置为 1，并读取其旧值到 y。
  • 如果 y 不为 0，则进入 while 循环，持续尝试获取锁。

• 死锁风险分析

  • 若未启用上下文切换（即无法调度其他进程），则当前进程会陷入无限循环，无法退出 P()。
  • 此时，由于没有其他进程能执行 V() 将 s->value 置为 0，循环条件始终成立，导致死锁。

进程可以以多种方式运行，以下是一种使 x 达到最大值的情况：信号量 S 初始值为 2

• 进程 W 执行

  • S = 1
  • x = 1（但未立即写回内存）

• 进程 Y 执行

  • S = 0
  • x = -2（执行减 2 操作）
  • S = 1（释放信号量）

• 进程 Z 执行

  • S = 0
  • x = -4（再次减 2）
  • S = 1（释放信号量）

• 进程 W 完成写回

  • x = 1（最终写回内存）
  • S = 2（释放信号量）

• 进程 X 执行

  • S = 1
  • x = 2（加 1 操作完成）
  • S = 2（释放信号量）

解析

由于 b[i] = g(a[i])，所以对于每一个数据，进程 B 必须在 A 计算完 a[i] 之后再计算 b[i]。

• 目标约束：既不发生死锁，也不让二进制信号量的值超过 1
• 各选项分析：
  • A: 会导致死锁
  • B: 可能使信号量的值在 1 到 n 之间变化
  • C: 正确实现，通过互斥操作保证同步
  • D: 在某些情况下可能导致信号量 R 和 S 的值达到 2

解析

• 选项 A 可能导致死锁。想象一种情况：进程 X 已获取 a，进程 Y 已获取 b，进程 Z 已获取 c 和 d。此时形成循环等待。
• 选项 C 也可能导致死锁。想象一种情况：进程 X 已获取 b，进程 Y 已获取 c，进程 Z 已获取 a。此时形成循环等待。
• 选项 D 也可能导致死锁。想象一种情况：进程 X 已获取 a 和 b，进程 Y 已获取 c。X 和 Y 形成相互等待。

解析

需要使用两个信号量 A 和 B，其中 A 的初始值为 0，B 的初始值为 1。

semaphore A = 0;
semaphore B = 1;

P1() {
    Compute;
    Wait(A);
    Use R1;
    Use R2;
    Signal(B);
    Wait(A);
    Use R3;
    Use R4;
    Signal(B);
}

P2() {
    Compute;
    Wait(B);
    Use r1;
    Signal(A); 
    Wait(B);
    Use R2;
    Use R3;
    Signal(A);
    Wait(B);
    Use R4;
    Signal(B);
}

在进程 P1 中，起初由于信号量 A = 0，控制流程会被卡在 Wait(A) 的 while 循环中。而在进程 P2 中，Wait(B) 会将信号量 B 的值减为 0。接下来，P2 使用资源 R1，并将信号量 A 的值加一，使得进程 P1 能够进入其临界区并使用资源 R1。

因此，P2 会在 P1 获取资源 R1 之前，先完成对 R1 的使用。

此时，在 P2 中，B 的值为 0，所以 P2 无法使用资源 R2，必须等待 P1 使用完 R2 并调用 Signal(B) 来将 B 的值加一。这样，P1 会在 P2 获取 R2 之前，先完成对 R2 的使用。

随后，由于信号量 A 又变为 0，P1 无法继续执行，再次卡在 Wait(A) 的 while 循环中。此时，P2 使用资源 R3，并将信号量 A 的值加一，使得 P1 能够进入临界区使用 R3。因此，P2 会在 P1 获取 R3 之前，先完成对 R3 的使用。

最后，P1 使用资源 R4，并将 B 的值加一，使得 P2 可以进入临界区使用 R4。由此可见，P1 会在 P2 获取 R4 之前，先完成对 R4 的使用。

综上所述，选项 (B) 正确。

让我们为这三行 fork() 添加标签：

fork(); // 第 1 行  
fork(); // 第 2 行  
fork(); // 第 3 行

      L1      // 第 1 行将创建 1 个子进程  
    /    \  
  L2     L2   // 第 2 行将创建 2 个子进程  
  / \    / \  
L3 L3   L3 L3 // 第 3 行将创建 4 个子进程

我们也可以通过直接公式计算子进程数量。n 个 fork 语句时，子进程数总是 2ⁿ – 1。

仔细观察下面的 while 循环：

while (Fetch_And_Add(L,1))
    L = 1; // 等待进程可能在此处执行
           // 刚好在锁被释放后立即执行
           // 并将 L 设置为 1。

考虑一种情况：某个进程刚释放锁并使 L=0。此时若有另一个进程正在等待锁（即执行 AcquireLock() 函数），则在 L 被设为 0 后，等待进程可能立即执行 L=1。此时锁是可用的，但 L=1。由于 L=1，等待进程（以及后续任何新到达的进程）都无法退出 while 循环。

上述问题可通过修改 AcquireLock() 解决：

AcquireLock(L){
    while (Fetch_And_Add(L,1)) {
        // Do Nothing
    }
}

溢出仅当比 ‘int’ 类型大小更多的进程执行 while 循环的检查条件但未执行 L=1 时才会发生（需要抢占）。但当 L=1 时，进程会在 while 循环中重复，不会发生溢出，因为每次对 L 的递增后，L 都会被重新设置为 1。选项 (b) 比选项 (a) 更优。

解析

• 进程切换机制：进程切换（或上下文切换）必须在内核模式下执行。其完整流程包含：

  1. 用户模式 → 内核模式切换
  2. 保存当前进程的 PCB（进程控制块）
  3. 加载目标进程的 PCB
  4. 内核模式 → 用户模式切换

• 时间对比分析：

  • t1（模式切换）：仅需修改硬件状态标志位，耗时极短
  • t2（进程切换）：除模式切换外，还需执行 PCB 的保存/恢复等复杂操作
  • 因此必然满足 t1 < t2

解析

• 线程共享进程的地址空间。虚拟内存与进程相关，而非线程。
• 线程是 CPU 利用的基本单位，包含程序计数器、栈和一组寄存器（以及线程 ID）。
• 选项分析：
  • 选项 A：操作系统不仅维护 CPU 寄存器，还维护栈、代码文件和数据文件。因此该选项错误。
  • 选项 B：每个线程都维护独立的栈，因此该选项错误。
  • 选项 C：操作系统不会为单个线程维护任何虚拟内存状态，这是正确的。
  • 选项 D：操作系统还会维护其他信息（如 CPU 寄存器、栈、程序计数器等），因此该选项错误。

互斥性（Mutual Exclusion）

该方案确保：

• P1 仅在 S1 != S2 时进入临界区，
• P2 仅在 S1 == S2 时进入临界区， 二者永不同时成立，因此保证互斥性。

进展性（Progress）

如果只有一个进程希望进入临界区，且另一个进程不打算进入，那么该进程应该能够进入临界区。但在此方案中，两个变量的更新取决于彼此的退出行为。因此，即使 P1 不想进入临界区，它不更新 S1 也可能阻止 P2 进入。 故不满足进展性。

解析

P1 和 P2 都只有一条语句，会各执行一次就结束。每次 P0 运行后，它会分别 signal S1 和 S2，允许一次 P1 和一次 P22的执行，每次分别只增加一个 S0。所以每执行完一次 P0，P2 和 P3 都必须各执行一次才能再次唤醒 P0。

但问题是 P2 和 P3 各只有一次机会，执行完之后就无法再次执行。

所以 P1 一共会执行三次循环，然后就在 wait(S0) 的地方阻塞住，答案是正好三次，选择 C。

解析：

上述方案是一个简单的测试并设置解决方案，确保不会发生死锁，但未使用任何队列来避免饥饿或保证 FIFO 顺序。

• 陈述 I 正确：test-and-set 指令通过原子操作确保至少有一个进程能进入临界区，因此方案本身是无死锁的。
• 陈述 II 错误：由于缺乏优先级或队列机制，某些进程可能长期无法进入临界区，导致饥饿。
• 陈述 III 错误：算法未维护请求顺序，无法保证 FIFO 顺序。
• 陈述 IV 错误：test-and-set 的原子性确保每次只有一个进程能进入临界区。

解析

    F0       // 第一次 fork 会创建 1 个子进程
   / \
  F1 F1      // 第二次 fork 会创建 2 个子进程
 / \ / \
F2 F2 F2 F2  // 第三次 fork 会创建 4 个子进程
...

• 对上述树结构中 i=0 到 n-1 的所有层级求和，得到的结果是 2ⁿ-1。因此，子进程的数量为 2ⁿ–1。
• 创建的总进程数为（子进程数）+1。
• 注意：最大进程数为 2ⁿ，可能因 fork 失败而有所变化。

解析

内核级线程由操作系统管理，因此线程操作在内核代码中实现。内核级线程可以通过将线程分配到不同处理器上利用多处理器系统。如果一个线程阻塞，不会导致整个进程阻塞。内核级线程也有一些缺点：由于管理开销，它们比用户级线程更慢；内核级上下文切换涉及更多步骤，而不仅仅是保存一些寄存器；此外，它们不可移植，因为实现依赖于操作系统。

• 选项 (A): 内核级线程的上下文切换时间比用户级线程长。
  正确。因为用户级线程由用户管理，内核级线程由操作系统管理。内核级线程管理涉及许多开销，而用户级线程管理没有这些开销。因此内核级线程的上下文切换时间更长。

• 选项 (B): 用户级线程不需要任何硬件支持。
  正确。因为用户级线程由用户管理和库实现，不需要硬件支持。

• 选项 (C): 相关的内核级线程可以在多处理器系统的不同处理器上调度。
  正确。

• 选项 (D): 阻塞一个内核级线程会阻塞所有相关线程。
  错误。因为内核级线程由操作系统管理，如果一个线程阻塞，不会导致所有线程或整个进程阻塞。

有限等待定义：在某个进程请求进入其临界区后到该请求被满足之前，其他进程进入其临界区的次数存在一个上限。

互斥机制分析：

• 互斥用于防止对共享资源的同时访问。通过临界区实现，即进程或线程访问共享资源的代码段。
• 解决方案：两个进程 P1 和 P2 需要访问代码的临界区。此处 wants1 和 wants2 是初始化为 false 的共享变量。
• 互斥验证：当 wants1 和 wants2 同时为 true 时，两个进程都会进入 while 循环并相互等待对方完成，这会导致无限循环从而引发死锁。假设 P1 在临界区（意味着 wants1=true，wants2 可以是 true 或 false），此时 P2 无法进入临界区，反之亦然，这满足了互斥属性。

有限等待验证：

• 由于每次请求后进入临界区的进程数量有上限，因此也满足有限等待条件。

结论：

• 此算法 不能防止死锁（当两个进程同时设置 wants 标志为 true 时会发生死锁）
• 但 能确保互斥（同一时间只有一个进程能进入临界区）

用户级线程由用户进程实现，内核级线程由操作系统实现。操作系统不识别用户级线程，但能识别内核级线程。

• 用户线程：

  • 实现简单，上下文切换时间短，无需硬件支持
  • 若一个用户级线程执行阻塞操作，则整个进程会被阻塞
  • 示例：Java 线程、POSIX 线程

• 内核线程：

  • 实现复杂，上下文切换时间较长，需要硬件支持
  • 若一个内核级线程执行阻塞操作，其他线程仍可继续执行
  • 示例：Windows、Solaris 系统

解析

• 选项 A：

  • 在 L1（P(SY)）处，即进程 P1 请求 SY 锁，而该锁由进程 P2 持有；
  • 在 L3（P(SX)）处，P2 请求 SX 锁，而该锁由 P1 持有。
  • 此处存在循环等待条件，意味着死锁。

• 选项 B：

  • 在 L1（P(SX)）处，即进程 P1 请求 SX 锁，而该锁由进程 P2 持有；
  • 在 L3（P(SY)）处，P2 请求 SY 锁，而该锁由 P1 持有。
  • 同样存在循环等待条件，导致死锁。

• 选项 C：

  • 在 L1（P(SX)）处，即进程 P1 请求 SX 锁；
  • 在 L3（P(SY)）处，P2 请求 SY 锁。
  • 但 SX 和 SY 无法被其所属进程 P1 和 P2 释放。
  • （注：此描述存在矛盾，实际应通过统一顺序获取资源以避免死锁）

• 选项 D：

  • 所有进程均按相同顺序请求资源（先 P(SX) 再 P(SY)），
  • 避免了循环等待条件，从而防止死锁发生。
  • 符合银行家算法中“有序资源分配法”的原则。

解析

• 初始化状态：S = 1，T = 0
• 执行流程：
  1. 进程 P 首先获得执行权：
     • 执行 P(S) 操作，S 减至 0
     • 打印 '00'
     • 执行 V(T) 操作，T 增至 1
  2. 进程 Q 获得执行权：
     • 执行 P(T) 操作，T 减至 0
     • 打印 '11'
     • 执行 V(S) 操作，S 恢复为 1
  3. 循环往复：
     • S 和 T 的值在每次循环中交替控制进程 P 和 Q 的执行权限
• 最终输出序列：00 11 00 11 ...
• 结论：选项 B 的信号量配置与操作顺序满足题目要求

解析：
在进程上下文切换时，操作系统需要保存当前进程的状态以便后续恢复。通常包括：

• 通用寄存器（A）：必须保存，因为它们存储了进程执行时的临时数据。
• 程序计数器（C）：必须保存，用于记录下一条要执行的指令地址。
• TLB（B）：其内容在进程切换时可能被刷新，但并非必须显式保存，因为页表基址寄存器会改变，导致 TLB 失效，系统会自动清空或无效化 TLB，无需手动保存。

因此，B 项不一定需要被保存，正确答案为 B。

并发进程可能有以下几种执行方式：

• 执行方式一
  C = B – 1; // C = 1
  B = 2 * C; // B = 2
  D = 2 * B; // D = 4
  B = D - 1; // B = 3

• 执行方式二
  C = B – 1; // C = 1
  D = 2 * B; // D = 4
  B = D - 1; // B = 3
  B = 2 * C; // B = 2

• 执行方式三
  C = B – 1; // C = 1
  D = 2 * B; // D = 4
  B = 2 * C; // B = 2
  B = D - 1; // B = 3

• 执行方式四
  D = 2 * B; // D = 4
  C = B – 1; // C = 1
  B = 2 * C; // B = 2
  B = D - 1; // B = 3

• 执行方式五
  D = 2 * B; // D = 4
  B = D - 1; // B = 3
  C = B – 1; // C = 2
  B = 2 * C; // B = 4

通过上述所有可能的执行路径分析，最终 B 的不同取值包括：

• 2（由执行方式一、二、三、四产生）
• 3（由执行方式一、二、三、四产生）
• 4（由执行方式五产生）

因此，B 的不同可能值共有 3 个：2、3 和 4。

解析：

1. 互斥失效分析
   当两个进程同时尝试进入临界区时，由于两个共享变量 varP 和 varQ 都为 true，因此两者会被同时允许进入临界区。这直接违反了互斥原则（Mutual Exclusion），即同一时刻只能有一个进程在临界区内执行。

2. 死锁预防机制
   死锁的四个必要条件包括：互斥、持有并等待、不可抢占和循环等待。由于本方案未能满足互斥这一前提条件，因此死锁根本无法形成。换句话说，只要互斥未被满足，死锁就不可能发生。

综上，该方案虽然避免了死锁风险，但未能实现基本的互斥保护，故正确答案为 A。

解析

• 死锁预防机制

  • 请求进程的时间戳始终小于持有进程的时间戳
  • 被终止的进程以相同时间戳重启，其时间戳不会超过当前最大值
  • 新到达的较小时间戳进程会被直接终止，打破循环等待条件

• 饥饿可能性

  • 较小时间戳的进程可能因持续被终止而无法获取资源
  • 即使重启后仍保持原时间戳，可能导致无限等待

综上，该方案通过时间戳策略实现死锁预防，但存在进程长期无法执行的风险。答案选 A

解析：

• 进程 P1 是生产者，进程 P2 是消费者。
• 信号量 full 初始化为 0，表示缓冲区中没有项目。
• 信号量 empty 初始化为 n，表示缓冲区有 n 个空间。

在 进程 P1 中：

• 对 empty 执行等待操作（P(empty)），表示如果缓冲区无空间则 P1 无法继续生产；
• 对 full 执行信号操作（V(full)），表示已向缓冲区添加一个项目。

在 进程 P2 中：

• 对 full 执行等待操作（P(full)），表示如果缓冲区为空则消费者无法消费；
• 对 empty 执行信号操作（V(empty)），表示消费后缓冲区增加一个空间。

因此选项 (D) 正确。

互斥要求：防止对共享资源的同时访问。由于信号量 turn 初始化为零，且此信号量值仅在给定进程的临界区之后改变。因此，这确保了每次最多只有一个进程在临界区中，即互斥要求得到满足。

进展要求：进程最终应能完成。但进程 1 初始时无法直接进入临界区，因为信号量值为 0，只有在进程 0 执行后，进程 1 才能进入临界区。因此，进展要求未被满足。

有限等待要求：任何进程都不应无限期地等待资源。进程 1 可以直接进入，也可以在进程 0 之后进入临界区。因此，有限等待要求得到满足。

结论：选项 (C) 是正确的。

信号量是一种硬件或软件标记变量，其值表示公共资源的状态。其目的是锁定正在使用的资源。需要该资源的进程会检查信号量以确定资源状态，并据此决定是否继续执行。在多任务操作系统中，通过信号量技术实现活动同步。信号量上定义了wait和signal操作：进入临界区由wait操作控制，退出临界区由signal操作处理。wait和signal操作也称为 P 和 V 操作。信号量 (S) 的操作规则如下：

1. P(S)操作将信号量值减 1。若结果为负数，则 P 操作会被阻塞直到条件满足。
2. V(S)操作将信号量值加 1。

解析：消费者仅在生产者生成物品后才能消费，而生产者（除第一次外）必须在消费者消费完当前物品后才能生成新物品。

• 生产者流程：

  • 初始时 S=1，P(S) 使 S 变为 0 → 生成物品 x → V(Q) 使 Q 变为 1。
  • 下一次循环时 S 仍为 0，P(S) 会阻塞生产者。

• 消费者流程：

  • P(Q) 使 Q 变为 0 → 消费物品 x → V(S) 唤醒被阻塞的生产者。
  • 此时生产者从生成 x 的位置继续执行。

因此，消费者总是在生产者生成新值前消费当前值。

选项分析：

• A) 不会发生死锁，因为生产者和消费者使用不同的信号量（无持有并请求）。
• B) 不会发生饥饿，因为生产者和消费者交替执行且具有有限等待时间。
• C) 生产者生成的物品不会丢失，因为每次生成后都会被消费者消费。
• D) 正确，消费者在生产者生成新值前必须消费当前值。

解释：

• 资源饥饿可能发生：进程在持有当前资源时若需申请新资源，必须先释放已有资源。这种机制可能导致进程反复申请/释放资源却始终无法获得全部所需资源，从而陷入饥饿状态。
• 死锁不可能发生：该策略强制进程在请求新资源前释放所有已占资源，直接破坏了死锁的"不可抢占"条件，同时消除了循环等待的可能性。

解析

由于 P1 和 P2 并发执行，所以可能存在多种情况，接下来逐一进行分析：

• P1(1,3,4): a = 4, b = 0, c = b+a = 4，选项 A 可能
• P1(1,3) → P2(1,2) → P1(4): a = -3, b = 10, c = b+a = 7，选项 B 可能
• P2(1,2) → P1(1,2): a = -3, b = 10, c = b-a = 13，选项 D 可能

所以选项 C 是不可能出现的，答案选择 C。

解析：

1. 进程换出内存的情况
   在上下文切换期间，进程不会被换出内存到磁盘。进程通常在挂起时才会被换出内存到磁盘。

2. TLB 失效操作
   在上下文切换过程中，操作系统会使 TLB（Translation Lookaside Buffer，转换后备缓冲区）失效，以确保 TLB 与当前运行的进程一致。

3. 结论
   因此，选项 (C) 是错误的。

内存分区为 4k、8k、20k、2k。由于采用最佳适配分配算法，该算法会将进程分配到最小且足够容纳的空闲分区中。

作业分配过程如下：

• 2k 的作业进入 2k 分区并运行（4 单位时间）
• 14k 的作业进入 20k 分区并运行（10 单位时间）
• 3k 的作业进入 4k 分区并运行（2 单位时间）
• 6k 的作业进入 8k 分区并运行（1 单位时间）
• 10k 的作业进入 20k 分区并运行（1 单位时间）
• 20k 的作业进入 20k 分区并运行（8 单位时间）

总完成时间计算：
$$10\ (\text{14k}) + 1\ (\text{10k}) + 8\ (\text{20k}) = 19\ \text{单位时间}$$

因此，20k 作业的总完成时间为 19 单位时间，正确答案为 “这些都不对”。

解析

• 错误原因：实际情况下，进程的创建和管理开销较大，而线程由于共享进程资源，开销较小。
• 结论：因此，选项 (B) 的描述与事实相反，属于错误选项。

解析

• 关键概念：线程是进程内的执行单元，多个线程共享进程的资源，但拥有独立的控制流。
• 私有资源：
  • 程序计数器（记录当前执行指令位置）
  • 栈（存储函数调用时的局部变量和返回地址）
  • 寄存器（保存线程执行时的临时数据）
• 共享资源：
  • 地址空间（包括代码段、数据段、堆等内存区域）
• 结论：选项 (C) 正确，因为 I、II 和 III 都是线程私有资源，而 IV 是唯一共享的资源。

因此，选项 (A) 是正确的。

1. 中断响应流程
   • 首先，处理器需完成当前正在执行的指令（Q），这是中断响应的基本原则。
2. 上下文切换准备
   • 完成当前指令后，处理器根据中断向量表加载新的程序计数器（PC）值（T），定位到中断服务程序入口。
3. 状态保存
   • 在跳转执行中断服务前，处理器将进程 L 的当前状态（如寄存器内容）压入控制栈（P），以保证中断返回后能恢复执行。
4. 中断服务执行
   • 处理器开始执行中断服务程序（R），处理设备控制器的中断请求。
5. 状态恢复与返回
   • 中断服务完成后，处理器从控制栈中弹出之前保存的进程状态（S），恢复现场并继续执行被中断的进程。

该顺序严格遵循操作系统中断处理的标准流程，确保系统稳定性和进程连续性。

A
解析：

1. fork() 系统调用会创建当前进程的副本（子进程）
2. 父进程中 fork() 返回子进程 PID（非 0 值），条件不成立不执行 a++
3. 子进程中 fork() 返回 0，条件成立执行 a++ 使 a=11
4. 两个进程分别执行 printf 输出各自的 a 值
5. 最终输出结果为两行：
   • 父进程输出 10
   • 子进程输出 11
6. 注意：由于进程调度顺序不确定，输出顺序可能为 10\n11 或 11\n10

解释：

• 互斥问题的核心场景：当多个进程需要访问同一资源时（如内存、文件或设备）
• 触发条件：缺乏同步机制导致并发访问冲突
• 典型表现：数据不一致、竞争条件等问题
• 解决目标：通过互斥机制确保同一时刻仅一个进程能操作临界资源

解析：

1. 正确答案 A：临界区（Critical Section）指程序中访问共享资源的代码段，其核心特性是互斥性——同一时刻仅允许一个进程/线程执行该代码段，以避免数据竞争和不一致问题。
2. 选项 B 错误：死锁是多个进程因资源循环等待导致的僵局，属于并发控制的问题范畴，与临界区的定义无直接关联。
3. 选项 C 错误：临界区的互斥性要求严格限定为单个执行体，“有限数量"描述不符合其本质特征。
4. 选项 D 错误：临界区是操作系统理论中的通用概念，Windows NT 的实现方式（如使用内核对象）仅为具体技术方案之一。

操作说明

• P 操作：等待操作会使计数信号量的值 减 1
• V 操作：信号操作会使计数信号量的值 加 1

初始状态
当前计数信号量的值 = 10

选项分析

• (a) 3 次 V 操作 → 10 + 3 = 13 ❌
• (b) 3 次 P 操作 → 10 - 3 = 7 ✅
• (c) 5 次 V 操作 + 2 次 P 操作 → 10 + 5 - 2 = 13 ❌
• (d) 2 次 V 操作 + 5 次 P 操作 → 10 + 2 - 5 = 7 ✅

结论
选项 (b) 和 (d) 的结果均为 7，因此 选项 (C) 正确。

解析过程：

1. 初始值 S = 1
   • P2 访问时，S -= 1 → S = 0（无进程等待）
2. P1 访问时，S -= 1 → S = -1（1 个进程等待）
3. P3 访问时，S -= 1 → S = -2（2 个进程等待）
4. P2 退出时，S += 1 → S = -1（1 个进程等待）
5. P1 退出时，S += 1 → S = 0（无进程等待）

结论：最终信号量值为 0，因此选项 (A) 正确。

解析

• P 操作：将信号量值减 1
• V 操作：将信号量值加 1
• 初始信号量值 = 7
• 经过 20 次 P 操作后：
  7 - 20 = -13
• 再经过 x 次 V 操作后：
  -13 + x = 5
• 解得：
  x = 5 + 13 = 18
  因此选项 (A) 正确。

用户级线程的优势：

• 调度依赖于应用程序
• 线程切换不需要内核模式权限
• 用户级线程中用于线程管理的库过程是本地过程
• 用户级线程创建和管理速度快
• 用户级线程可以在任何操作系统上运行

用户级线程的劣势：

• 在典型操作系统中，大多数系统调用会阻塞整个进程
• 多线程应用程序不支持多处理

因此选项 (A) 正确。

解析

1. 资源请求链分析

   • 进程 D → T → E → V → G → U → D 形成闭环：
     • D 持有 U，请求 T（被 E 占用）
     • E 持有 T，请求 V（被 G 占用）
     • G 持有 V，请求 U（被 D 占用）
   • 此闭环满足死锁的四个必要条件（互斥、持有并等待、不可抢占、循环等待）。

2. 排除无关进程

   • A 请求 T 被 E 阻塞，但 A 未参与闭环。
   • B 请求 T 被 E 阻塞，但 B 未持有任何资源。
   • C 请求 S 被 D/F 阻塞，但 C 未持有资源。
   • F 请求 S 被 D/C 阻塞，但 F 未参与闭环。

3. 结论
   只有 D、E、G 三者构成闭环且相互等待，因此它们陷入死锁。

对于 n 个进程在单个处理器上的调度，可能存在 n! 种不同的调度顺序。
示例：假设操作系统有 4 个进程 P1、P2、P3 和 P4 需要调度。调度第一个进程时有 4 种选择，从剩余三个进程中可选 3 种，依此类推。因此总共有 4×3×2×1=4! 种调度方式。

选项（C）正确。

解析

• 就绪状态：进程刚被创建时，会被放入就绪队列
• 运行状态：当进程开始执行时，处于运行状态
• 阻塞状态：一旦进程开始进行输入/输出操作，它会进入阻塞状态

解析

• 优先级反转是调度中的一个场景，当高优先级进程被低优先级进程间接抢占，从而导致进程相对优先级的倒置。
• 解决方案：通过暂时提升低优先级进程的优先级，使其无法抢占高优先级进程，即可消除此问题。
• 结论：选项 (A) 正确。

解析

• 进程需求分析

  • P1 当前持有 5 个磁带驱动器，还需 5 个（共需 10 个）
  • P2 当前持有 2 个磁带驱动器，还需 2 个（共需 4 个）
  • P3 当前持有 3 个磁带驱动器，还需 6 个（共需 9 个）

• 系统资源状态

  • 总驱动器数：12 个
  • 已分配：10 个（5+2+3）
  • 剩余空闲：2 个

• 资源分配逻辑

  • 剩余 2 个可分配给 P2，满足其需求后释放 4 个驱动器
  • 释放的 4 个仍无法满足 P1（需 5 个）或 P3（需 6 个）
  • 无足够资源继续推进其他进程

• 结论
  系统无法找到一条安全序列，因此处于 不安全状态
  所以选项 (B) 是正确的。

解析：

• 不可分割性（原子性）的核心特征是操作在执行过程中不会被中断
• 选项分析：
  • A 错误：可分割的操作才可能发生中断
  • B 错误：竞态条件通常出现在非原子操作场景
  • C 正确：不可分割性保证了处理器无法抢占当前执行的操作
  • D 错误：并非所有选项都成立
• 结论： 不可分割性通过禁止处理器抢占，确保操作序列的完整性和一致性，因此选项（C）正确

解析：

1. 当前运行的进程发起 I/O 请求后，会从运行状态转为阻塞状态
2. 操作系统会从就绪队列中选择一个进程（通常为队首进程）投入运行
3. 此过程涉及两次状态变更（运行→阻塞 + 就绪→运行），但实际进程切换操作仅发生 1 次

选项（A）正确。

解析

进程状态转换图（抢占式调度）

• 选项 1：唤醒：就绪 → 运行
  错误。当进程被唤醒时，其状态应从阻塞状态转为就绪状态，而非从就绪到运行。

• 选项 2：调度：就绪 → 运行
  正确。调度器会根据明确算法，将 CPU 分配给就绪队列中的某个进程。

• 选项 3：阻塞：就绪 → 运行
  错误。进程被阻塞通常是因为被其他进程抢占或因 I/O 操作。此时进程状态应从运行状态转为阻塞状态。

• 选项 4：时间片耗尽：就绪 → 运行
  错误。当进程执行时间片到期时，定时器中断会使其状态从运行状态转为就绪队列。

结论

因此，选项 (B) 正确。

选项 (D) 正确：

• A: 磁盘检查 - (2) 磁盘检查使用多种扫描算法，如 FCFS、SSTF、SCAN、C-SCAN、LOOK、C-LOOK 等。
• B: 批处理 - 在批处理中，进程严格按照先进先出（FIFO）顺序执行。
• C: 分时 - 在轮转调度算法中，进程以分时方式执行 CPU 任务，每个进程有固定的时间片。
• D: 栈操作 - 栈遵循后进先出（LIFO）原则。

解析：
根据最短剩余时间优先（SRTF）调度规则，每次选择剩余时间最短的进程执行。具体过程如下：

1. 时间 0-2：进程 P1（需 10 单位）开始执行。
2. 时间 2：进程 P2 到达（剩余时间 20），当前 P1 剩余 8 单位。由于 8 < 20，P1 继续执行。
3. 时间 6：进程 P3 到达（剩余时间 30），此时 P1 剩余 4 单位。仍选择 P1 执行。
4. 时间 6：P1 完成（总耗时 6 单位）。此时 P2 剩余 20，P3 剩余 30。选择 P2 执行。
5. 时间 6-16：P2 执行 10 单位后，剩余 10。此时 P3 剩余 30，P2 继续执行。
6. 时间 16：P2 完成。此时 P3 剩余 30，开始执行至结束。

上下文切换分析：

• 第一次切换：P1 被 P2 抢占（时间 6）。
• 第二次切换：P2 被 P3 抢占（时间 16）。

最终共发生 2 次上下文切换。

解析

进程是指正在执行的程序。当需要执行某个程序时，其进程映像会被创建在主存中，并被放入就绪队列。随后 CPU 会分配给该进程并开始执行。

• 选项分析
  • A. 磁盘上保存的高级语言程序 → 属于静态存储的源代码或编译后的可执行文件
  • B. 主存中的内容 → 泛指内存数据，未体现动态执行特性
  • C. 正在执行的程序 → 符合进程的定义（动态执行实体）
  • D. 辅存中的作业 → 指待处理的作业，尚未进入内存

因此，选项（C）正确。

解析：

• 实时操作系统（RTOS）的核心特性是在严格的时间限制内完成事件处理
• 其设计目标是确保关键任务在截止时间前获得确定性响应
• 与普通分时系统不同，实时系统对响应延迟有可预测性和可靠性要求
• 常见应用场景包括工业控制、航空航天、医疗设备等对时效性敏感的领域

选项（C）正确。

fork() 通过复制调用进程来创建一个新进程。新进程（称为子进程）是调用进程（称为父进程）的完全副本，但以下情况除外：

• 子进程拥有自己唯一的进程 ID，且该 PID 与任何现有进程组的 ID 都不匹配。
• 子进程的父进程 ID 与父进程的进程 ID 相同。
• 子进程不会继承父进程的内存锁和信号量调整。
• 子进程不会从父进程继承未完成的异步 I/O 操作，也不会继承父进程的任何异步 I/O 上下文。

因此，选项 (D) 正确。

• 解析：用餐哲学家问题是一个经典 IPC 问题。
• 结论：选项 (B) 正确。

当进程请求了某些输入/输出并正在等待资源时，它会处于等待或阻塞状态。

因此，选项 (D) 是正确的。

解析：

• 进程应按最短作业优先（SJF）的方式执行，以获得最低的等待时间。
• 因此，正确的顺序是 5、9、12、18。
• 选项 (B) 正确。

解析过程：

1. 初始信号量值为 10
2. 执行 12 次 P 操作后： $$ 10 - 12 = -2 $$
3. 执行 x 次 V 操作后： $$ -2 + x = 7 \implies x = 9 $$

结论： 因此选项（B）正确。

解析：

根据采用抢占式调度系统的 进程状态转换规则：阻塞态进程不能直接转为运行态。

因此，只有陈述 I、II 和 IV 是正确的。选项 (C) 正确。

• 初始值：7
• 执行 20 次 P 操作后：7 – 20 = -13
• 执行 15 次 V 操作后：-13 + 15 = 2
  因此，选项 C 正确。

• 关键分析
  • 当 P1 执行至 critical_flag = TRUE; 后被中断，P2 检查 critical_flag 仍为 FALSE，因此可进入临界区。此时两个进程同时处于临界区，验证了 (i) 的正确性。
  • 关于 (ii)，由于每次进入临界区后都会重置 critical_flag 为 FALSE，不存在标志位为 TRUE 而无进程占用的场景，因此不会发生死锁。
• 结论
  陈述 (i) 正确，陈述 (ii) 错误。

解析：

• 问题本质：当前实现存在竞态条件，当多个进程重复调用屏障时，process_arrived 可能超过 3，导致后续进程无法正常退出屏障。
• 关键逻辑缺陷：
  • 第 2 行 process_arrived++ 需要确保仅在首次进入屏障时执行。
  • 当 process_arrived 和 process_left 重置为 0 后，若未阻塞新进程，会导致计数器再次溢出。
• 选项 B 的修正机制：

  // 修改后的伪代码示意
  void barrier(void) {
      if (process_arrived != 0) {
          P(S); // 等待前一轮屏障完成
      }
      // 原有逻辑...
  }
  

  通过在屏障开始处添加对 process_arrived 是否为 0 的判断，可确保新进程不会干扰上一轮的同步状态，从而避免死锁。
• 其他选项分析：
  • A 选项直接减少计数器，无法解决多轮同步的问题。
  • C 选项禁用上下文切换违背并发设计原则。
  • D 选项改变变量作用域无法消除共享资源竞争。