2025年操作系統(tǒng)精髓與設(shè)計原理·第五版復(fù)習題及答案一、進程管理1.簡述進程與線程的本質(zhì)區(qū)別及操作系統(tǒng)對二者的調(diào)度差異。進程是資源分配的基本單位，擁有獨立的地址空間、文件描述符等資源；線程是CPU調(diào)度的基本單位，共享所屬進程的資源。操作系統(tǒng)調(diào)度進程時需切換頁表、寄存器等上下文，開銷較大；調(diào)度線程僅需切換線程私有寄存器（如PC、棧指針），上下文切換更輕量?，F(xiàn)代OS（如Linux）通過輕量級進程（LWP）實現(xiàn)用戶級線程與內(nèi)核級線程的映射，部分系統(tǒng)支持多對一、一對一、多對多等線程模型。2.某系統(tǒng)采用多級反饋隊列調(diào)度算法，設(shè)有3個隊列Q1（時間片1ms）、Q2（時間片2ms）、Q3（時間片4ms），優(yōu)先級Q1>Q2>Q3。若進程P1在Q1中運行0.5ms后被搶占，P2在Q2中運行2ms后完成，P3在Q3中運行5ms未完成，描述各進程的后續(xù)調(diào)度流程。P1因未用完Q1時間片（1ms）被搶占（可能因更高優(yōu)先級進程到達），下次調(diào)度時仍留在Q1；P2在Q2中用完2ms時間片后完成，無需調(diào)整隊列；P3在Q3中運行5ms（超過時間片4ms），被剝奪CPU并降級到下一級隊列（若Q3為最低級則保留），下次調(diào)度時在Q3中獲得4ms時間片繼續(xù)執(zhí)行。該算法通過動態(tài)調(diào)整進程優(yōu)先級，平衡短作業(yè)響應(yīng)時間與長作業(yè)吞吐量。3.死鎖預(yù)防需破壞死鎖的四個必要條件，舉例說明如何破壞“請求和保持”條件與“循環(huán)等待”條件。破壞“請求和保持”：采用靜態(tài)分配策略，進程在運行前一次性申請所有所需資源（如某些實時系統(tǒng)的資源預(yù)分配），但可能導(dǎo)致資源利用率低下。破壞“循環(huán)等待”：對資源進行全局編號，進程按遞增順序申請資源（如將打印機設(shè)為1號、掃描儀設(shè)為2號，進程需先申請1號再申請2號），避免形成環(huán)形等待鏈。需注意，破壞“互斥”（如共享可搶占資源）僅適用于部分可搶占資源（如內(nèi)存），對臨界資源（如打印機）不可行。4.比較銀行家算法與死鎖檢測算法的核心區(qū)別及應(yīng)用場景。銀行家算法是死鎖避免策略，通過模擬資源分配后的狀態(tài)是否安全（存在安全序列）決定是否分配資源，需已知進程最大需求、當前分配和可用資源，適用于資源種類少、進程數(shù)量有限的系統(tǒng)（如數(shù)據(jù)庫事務(wù)調(diào)度）。死鎖檢測算法是事后處理，定期檢查資源分配圖是否存在環(huán)（如使用資源分配表和等待表構(gòu)建有向圖），檢測到死鎖后通過終止部分進程釋放資源，適用于資源動態(tài)分配頻繁、無法預(yù)知最大需求的場景（如通用服務(wù)器系統(tǒng)）。5.進程上下文切換時，操作系統(tǒng)需要保存和恢復(fù)哪些關(guān)鍵信息？以x86架構(gòu)為例說明。需保存：通用寄存器（EAX、EBX等）、指令指針（EIP）、棧指針（ESP）、狀態(tài)寄存器（EFLAGS）、頁目錄基址寄存器（CR3）等?；謴?fù)時按相反順序加載。例如，當從用戶進程A切換到內(nèi)核線程B時，首先將A的用戶態(tài)寄存器壓入內(nèi)核棧，保存CR3（切換頁表），然后加載B的內(nèi)核棧中的寄存器值，更新EIP到B的下一條指令。上下文切換的開銷主要來自寄存器拷貝和TLB刷新（若頁表切換），現(xiàn)代OS通過內(nèi)核線程與用戶線程的綁定（如Linux的clone系統(tǒng)調(diào)用）減少切換次數(shù)。二、內(nèi)存管理6.分頁系統(tǒng)中，邏輯地址到物理地址的轉(zhuǎn)換需經(jīng)過哪些步驟？若頁表項包含有效位、修改位、訪問位、保護位，各字段的作用是什么？步驟：①將邏輯地址拆分為頁號（高位）和頁內(nèi)偏移（低位）；②通過頁表基址寄存器找到頁表，以頁號為索引查找頁表項；③檢查有效位（1表示頁在內(nèi)存，0表示缺頁），若有效則取幀號，與頁內(nèi)偏移拼接得到物理地址；④若無效則觸發(fā)缺頁中斷，調(diào)入頁面后更新頁表。字段作用：有效位（標記頁是否在內(nèi)存）、修改位（標記頁是否被寫過，換出時需寫回磁盤）、訪問位（用于頁面置換算法，如LRU）、保護位（設(shè)置讀/寫/執(zhí)行權(quán)限，防止越權(quán)訪問）。7.虛擬內(nèi)存的缺頁率受哪些因素影響？若系統(tǒng)缺頁率過高（如超過10%），可能的原因及解決方法是什么？影響因素：物理內(nèi)存容量（容量小則缺頁率高）、頁面置換算法（LRU比FIFO更優(yōu)）、進程工作集大?。ㄈ艄ぷ骷笥谖锢韮?nèi)存則頻繁缺頁）、程序局部性（局部性差的程序訪問分散，缺頁多）。缺頁率過高的可能原因：物理內(nèi)存不足（如同時運行大量進程）、置換算法選擇不當（如FIFO產(chǎn)生Belady異常）、進程工作集未被正確駐留（如顛簸現(xiàn)象）。解決方法：增加物理內(nèi)存、優(yōu)化置換算法（改用LRU或其近似實現(xiàn)）、調(diào)整進程數(shù)量（通過交換技術(shù)將部分進程換出到磁盤）、預(yù)取頁面（根據(jù)局部性原理提前加載可能訪問的頁面）。8.比較分段與分頁的主要區(qū)別，說明段頁式管理如何結(jié)合二者優(yōu)勢。分頁是物理劃分（用戶不可見），頁大小固定（如4KB），解決內(nèi)存碎片問題；分段是邏輯劃分（用戶可見），段大小可變（如代碼段、數(shù)據(jù)段），支持共享和保護。段頁式管理先將地址空間分段（用戶視角），每段再分頁（物理視角）：邏輯地址=段號+段內(nèi)頁號+頁內(nèi)偏移。通過段表找到段的頁表基址，再通過頁表找到幀號，最終得到物理地址。優(yōu)勢：既利用分段的邏輯獨立性（方便共享、保護），又利用分頁的內(nèi)存利用率（減少碎片），但增加了地址轉(zhuǎn)換復(fù)雜度（需訪問段表和頁表，可能引入TLB加速）。9.某系統(tǒng)物理內(nèi)存4GB（頁幀大小4KB），邏輯地址空間64位，采用三級頁表，頁表項大小8字節(jié)。計算各級頁表的頁號位數(shù)及頁表占用的內(nèi)存空間（假設(shè)每個頁表恰好占滿一個頁面）。物理內(nèi)存4GB=2^32B，頁幀大小4KB=2^12B，故物理地址需32位，其中頁內(nèi)偏移12位，幀號20位（32-12=20）。邏輯地址64位，三級頁表需將頁號分為三級（P1、P2、P3），剩余位為頁內(nèi)偏移（12位）。總頁號位數(shù)=64-12=52位，三級頁表均分52位（假設(shè)均分），則每級頁號約17-18位（實際可能根據(jù)頁表項數(shù)調(diào)整）。每個頁表項8字節(jié)，一個頁面（4KB）可存放4KB/8B=512個頁表項，故每級頁號需9位（2^9=512）。三級頁號共27位（9×3），頁內(nèi)偏移12位，剩余64-27-12=25位（可能為擴展或保留）。每個頁表占4KB，三級頁表共需3×4KB=12KB（假設(shè)每個頁表僅一個頁面，實際可能更多，因邏輯地址空間大時頁表需多級展開）。10.簡述LRU（最近最久未使用）置換算法的實現(xiàn)方式，說明為何實際OS中常用其近似算法（如二次機會算法）。LRU需記錄每個頁面最后一次被訪問的時間，置換時選擇時間最舊的頁面。實現(xiàn)方式：①為每個頁表項添加訪問位（每訪問一次置1），定期掃描并記錄時間戳（硬件支持）；②使用雙向鏈表，訪問頁面時移到鏈表頭部，置換時刪除尾部頁面。實際OS中，LRU需要維護嚴格的時間順序，硬件成本高（如需要為每個頁面維護64位時間戳），且掃描所有頁面的時間開銷大。近似算法（如二次機會）僅用訪問位（0或1），掃描時將訪問位為1的頁面置0并跳過，遇到訪問位為0的頁面置換，近似模擬LRU行為，降低實現(xiàn)復(fù)雜度。三、文件系統(tǒng)與I/O管理11.比較連續(xù)分配、鏈接分配、索引分配的優(yōu)缺點，說明UNIX文件系統(tǒng)（如ext4）采用的分配方式及優(yōu)化。連續(xù)分配：文件數(shù)據(jù)塊連續(xù)存放，支持順序和隨機訪問（直接計算物理地址），但易產(chǎn)生外部碎片（如文件刪除后留下無法利用的小空間），且文件擴展困難（需移動后續(xù)數(shù)據(jù)）。鏈接分配：數(shù)據(jù)塊通過指針鏈接，無外部碎片，文件擴展靈活（添加新塊并修改前一塊指針），但僅支持順序訪問（需遍歷指針鏈），指針易損壞導(dǎo)致數(shù)據(jù)丟失。索引分配：通過索引塊記錄所有數(shù)據(jù)塊地址，支持隨機訪問（索引塊中直接查找），擴展靈活（添加新塊到索引塊），但索引塊本身占用空間（小文件需額外空間存儲索引）。ext4采用混合索引分配：i節(jié)點（索引節(jié)點）包含12個直接塊指針、1個一級間接塊指針（指向一個塊，該塊存64個數(shù)據(jù)塊指針，假設(shè)塊大小4KB，指針8字節(jié)）、1個二級間接塊指針（指向一級間接塊的塊）、1個三級間接塊指針。小文件（≤12×4KB=48KB）直接用直接塊，大文件通過間接塊擴展，平衡了空間和訪問效率。12.磁盤調(diào)度算法中，SCAN與C-SCAN的區(qū)別是什么？某磁盤有200個磁道（0-199），當前磁頭在100，移動方向向磁道號增加方向，請求序列為10、50、150、180、120，分別用SCAN和C-SCAN計算總尋道長度。SCAN（電梯算法）：磁頭沿一個方向移動，處理所有請求，到達端點后反向。C-SCAN：磁頭單向移動處理請求，到達端點后立即回到起點（不處理返回路徑的請求），模擬循環(huán)掃描。SCAN調(diào)度順序（方向→199）：100→120→150→180（到180后，下一個請求是199方向無更高請求，反向→0）→50→10。尋道長度：(120-100)+(150-120)+(180-150)+(180-50)+(50-10)=20+30+30+130+40=250。C-SCAN調(diào)度順序：100→120→150→180（到180后，磁頭移動到199，然后立即回到0，處理剩余請求）→10→50。尋道長度：(120-100)+(150-120)+(180-150)+(199-180)+(199-0)+(10-0)+(50-10)=20+30+30+19+199+10+40=348（注：實際C-SCAN在到達端點后直接跳轉(zhuǎn)，尋道長度為199-180（到端點）+(0-199)（跳轉(zhuǎn)）+(10-0)+(50-10)，但通常計算時忽略跳轉(zhuǎn)的物理移動，僅算處理請求的路徑，可能更合理的順序是100→120→150→180→199（端點）→0→10→50，尋道長度為(120-100)+(150-120)+(180-150)+(199-180)+(10-0)+(50-10)=20+30+30+19+10+40=149，需根據(jù)具體定義調(diào)整）。13.簡述SPOOLing技術(shù)的核心思想及在打印機管理中的應(yīng)用。SPOOLing（外部設(shè)備聯(lián)機并行操作）通過磁盤作為緩存，將獨占設(shè)備模擬為共享設(shè)備。核心思想：①輸入井/輸出井（磁盤上的緩沖區(qū)）存儲I/O數(shù)據(jù)；②輸入進程/輸出進程（守護進程）負責將數(shù)據(jù)從輸入設(shè)備→輸入井（預(yù)輸入），或從輸出井→輸出設(shè)備（緩輸出）；③用戶進程只需與輸入井/輸出井交互，無需直接占用物理設(shè)備。打印機管理中，用戶進程提交打印任務(wù)時，先將數(shù)據(jù)寫入輸出井（磁盤），輸出進程按順序?qū)⑤敵鼍械臄?shù)據(jù)發(fā)送到打印機。這樣多個用戶可同時“共享”打印機（實際按序打?。?，避免了進程因等待打印機而阻塞，提高了CPU利用率。14.文件系統(tǒng)的一致性檢查（如fsck）主要檢查哪些內(nèi)容？舉例說明如何修復(fù)目錄項不一致的問題。一致性檢查內(nèi)容：①索引節(jié)點（i節(jié)點）的引用計數(shù)是否與目錄項中的硬鏈接數(shù)一致；②數(shù)據(jù)塊的分配位圖與實際占用情況是否一致（避免重復(fù)分配或未釋放）；③目錄項的父目錄指針是否正確（防止循環(huán)目錄）；④文件大小與實際占用的數(shù)據(jù)塊數(shù)是否匹配（避免元數(shù)據(jù)錯誤）。修復(fù)目錄項不一致：例如，某文件在目錄A中有一個條目（硬鏈接數(shù)1），但i節(jié)點的鏈接計數(shù)為2。檢查所有目錄，找到另一個指向該i節(jié)點的目錄B（可能是誤刪除的條目），若B存在則恢復(fù)其目錄項；若不存在則將i節(jié)點的鏈接計數(shù)減為1，避免數(shù)據(jù)塊被錯誤保留（可能導(dǎo)致空間泄漏）。四、并發(fā)與同步15.信號量機制中，P（wait）操作與V（signal）操作的原子性為何重要？若P操作不原子，可能導(dǎo)致什么問題？P操作（S.value--）的原子性確?！皺z查S.value≥0→若≥0則占用資源”的過程不可中斷，避免多個進程同時看到S.value>0而同時進入臨界區(qū)，破壞互斥。若P操作不原子，假設(shè)S.value=1，進程A檢查到S.value≥0，尚未執(zhí)行S.value--時被進程B搶占，B也檢查到S.value≥0并執(zhí)行S.value--（S.value=0），此時A恢復(fù)執(zhí)行并再次S.value--（S.value=-1），兩個進程都進入臨界區(qū)，導(dǎo)致數(shù)據(jù)不一致。16.用信號量解決讀者-寫者問題（寫者優(yōu)先），要求寫出信號量定義及偽代碼。信號量定義：mutex：互斥訪問讀者計數(shù)器（read_count），初始值1；write_lock：控制寫者進入，初始值1；read_preference：實現(xiàn)寫者優(yōu)先，初始值1（寫者到達時搶占該信號量，阻止新讀者進入）。偽代碼：寫者進程：wait(write_lock);寫操作;signal(write_lock);讀者進程：wait(read_preference);//寫者優(yōu)先，新讀者需等待read_preferencewait(mutex);read_count++;if(read_count==1)wait(write_lock);//第一個讀者阻止寫者signal(mutex);signal(read_preference);//釋放read_preference，允許后續(xù)讀者或?qū)懻吒偁幾x操作;wait(mutex);read_count--;if(read_count==0)signal(write_lock);//最后一個讀者釋放寫者signal(mutex);說明：寫者通過wait(write_lock)直接搶占，讀者需先獲取read_preference（寫者到達時會先搶占read_preference，阻止新讀者進入），確保寫者不會被連續(xù)到達的讀者餓死。17.比較互斥鎖（mutex）與條件變量（conditionvariable）的使用場景，說明如何用二者配合實現(xiàn)“當緩沖區(qū)滿時生產(chǎn)者等待”的邏輯。互斥鎖用于保護臨界區(qū)（確保同一時間只有一個線程訪問共享資源），條件變量用于線程間的協(xié)調(diào)（當某個條件不滿足時阻塞，條件滿足時被喚醒）。二者配合使用：互斥鎖保證對共享變量（如緩沖區(qū)狀態(tài)）的原子訪問，條件變量傳遞條件變化的信號。實現(xiàn)生產(chǎn)者-消費者（緩沖區(qū)滿等待）：定義：mutex：互斥鎖，初始化為1；cond_full：條件變量，初始化為0（表示緩沖區(qū)未滿）；緩沖區(qū)大小N，當前計數(shù)count=0。生產(chǎn)者：lock(mutex);while(count==N){//檢查緩沖區(qū)是否滿wait(cond_full,mutex);//釋放mutex并阻塞，被喚醒時重新獲取mutex}將數(shù)據(jù)放入緩沖區(qū);count++;unlock(mutex);signal(cond_empty);//喚醒等待的消費者（假設(shè)cond_empty表示緩沖區(qū)非空）說明：wait操作原子地釋放mutex并阻塞線程，避免在等待條件時持有鎖導(dǎo)致其他線程無法修改條件。18.分析管程（monitor）與信號量的區(qū)別，為何管程更易于實現(xiàn)正確性？信號量通過P/V操作控制同步，邏輯分散在各個進程中，易因錯誤的P/V順序?qū)е滤梨i或競態(tài)條件（如忘記釋放信號量）。管程將共享變量及對其的操作封裝在一個模塊中，通過條件變量（condition）實現(xiàn)同步，同一時間僅一個進程進入管程，操作邏輯集中，減少了因分散控制導(dǎo)致的錯誤。例如，管程的入口由編譯器自動加鎖，退出時自動解鎖，程序員只需關(guān)注條件等待（wait）和條件通知（signal），降低了編程復(fù)雜度。五、操作系統(tǒng)安全19.比較自主訪問控制（DAC）與強制訪問控制（MAC）的核心區(qū)別，舉例說明Linux的文件權(quán)限（rwx）屬于哪種模型。DAC由資源所有者決定訪問權(quán)限（如用戶A創(chuàng)建文件，可設(shè)置用戶B的讀權(quán)限），靈活性高但易因所有者誤操作導(dǎo)致安全漏洞。MAC由系統(tǒng)強制實施全局策略（如多級安全策略，用戶按密級（秘密、機密、絕密）訪問對應(yīng)密級的資源），適用于高安全需求場景（如軍事系統(tǒng)）。Linux的文件權(quán)限（用戶、組、其他的rwx位）屬于DAC，文件所有者可通過chmod命令修改權(quán)限（如設(shè)置文件為僅自己可寫）。20.操作系統(tǒng)如何通過地址空間隔離實現(xiàn)進程安全？以x86的保護模式為例說明段寄存器的作用。地址空間隔離確保進程只能訪問自己的地址空間，無法越界訪問其他進程或內(nèi)核空間。x86保護模式下，每個進程有獨立的頁表（CR3寄存器指向），用戶態(tài)進程的線性地址通過頁表轉(zhuǎn)換為物理地址時，若頁表項的用戶/超級用戶（U/S）位為0（內(nèi)核頁），用戶態(tài)訪問會觸發(fā)頁錯誤異常（PF），被內(nèi)核捕獲并終止非法訪問。段寄存器（如CS、DS）存放段選擇子，包含描述符表索引和特權(quán)級（RPL），通過訪問全局描述符表（GDT）或局部描述符表（LDT）獲取段基址、限長和權(quán)限，防止越界訪問段內(nèi)地址。21.簡述可信計算基（TCB）的定義，說明其在操作系統(tǒng)安全中的作用。TCB是系統(tǒng)中所有保護機制的集合（包括硬件、固件、軟件），負責實施安全策略。其作用是確保系統(tǒng)關(guān)鍵操作（如進程切換、內(nèi)存分配、文件訪問）符合安全策略，TCB的失效會直接導(dǎo)致系統(tǒng)安全漏洞。例