没有任何其他的主机操作系统，当然没有任何其他类型的操作系统可以比得上SRM所实现的功能。资源的概念包括处理器、实存和I/O通道，SRM累计处理器、I/O通道和各种重要数据结构的利用率，它的目标是基于性能监视和分析提供最优的性能，其安装设置了以后的各种性能目标作为SRM的指南，这会基于系统的利用率动态的修改安装和作业性能特点。SRM依次提供报告，允许受过训练的操作员改进配置和参数设置，以改善用户服务。
现在关注SRM活动的一个实例。实存被划分为成千上万个大小相等的块，称为帧。每个帧可以保留一块称为页的虚存。SRM每秒大约接受20次控制，并在互相之间以及每个页面之间进行检查。如果页未被引用或被改变，计数器增1。一段时间后，SRM求这些数据的平均值，以确定系统中一个页面未曾被触及的平均秒数。这样做的目的是什么？SRM将采取什么动作？
操作系统可以查看这些数据已确定系统的负荷，通过减少加在系统上的活跃作业来保持较高的平均利用率。典型的平均时间应该是两分钟以上，这个平均时间看起来很长，其实并不长。
第3章 进程描述和控制
3.1. 给出操作系统进行进程管理时的五种主要活动，并简单描述为什么需要它们。
答：用户进程和系统进程创建及删除。系统中的进程可以为信息共享、运算加速、模块化和方便并发地执行。而并发执行需要进程的创建和删除机制。当进程创建或者运行时分配给它需要的资源。当进程终止时，操作系统需要收回任何可以重新利用的资源。
进程的暂停和继续执行。在进程调度中，当进程在等待某些资源时，操作系统需要将它的状态改变为等待或就绪状态。当所需要的资源可用时，操作系统需要将它的状态变为运行态以使其继续执行。 提供进程的同步机制。合作的进程可能需要共享数据。对共享数据的并行访问可能会导致数据冲突。操作系统必须提供进程的同步机制以使合作进程有序地执行，从而保证数据的一致性。
提供进程的通信机制。操作系统下执行的进程既可以是独立进程也可以是合作进程。合作进程之间必须具有一定的方式进行通信。
提供进程的死锁解决机制。在多道程序环境中，多个进程可能会竞争有限的资源。如果发生死锁，所有的等待进程都将永远不能由等待状态再变为运行态，资源将被浪费，工作永远不能完成。 3.2. 在[PINK89] 中为进程定义了以下状态：执行（运行）态、活跃（就绪）态、阻塞态和挂起态。当进
程正在等待允许使用某一资源时，它处于阻塞态；当进程正在等待它已经获得的某种资源上的操作完成时，它处于挂起态。在许多操作系统中，这两种状态常常放在一起作为阻塞态，挂起态使用本章中给出的定义。请比较这两组定义的优点。
答：[PINK89]中引用了以下例子来阐述其中阻塞和挂起的定义：
假设一个进程已经执行了一段时间，它需要一个额外的磁带设备来写出一个临时文件。在它开始写磁带之前，进程必须得到使用某一设备的许可。当它做出请求时，磁带设备可能并不可用，这种情况下，该进程就处于阻塞态。假设操作系统在某一时刻将磁带设备分配给了该进程，这时进程就重新变为活跃态。当进程重新变为执行态时要对新获得的磁带设备进行写操作。这时进程变为挂起态，等待该磁带上当前所进行的写操作完成。
这种对等待某一设备的两种不同原因的区别，在操作系统组织其工作时是非常有用的。然而这并不能表明那些进程是换入的，那些进程是换出的。后一种区别是必需的，而且应该在进程状态中以某种形式表现出来。
3.3. 对于图3.9（b）中给出的7状态进程模型，请仿照图3.8（b）画出它的排队图。
答：图9.3给出了单个阻塞队列的结果。该图可以很容易的推广到多个阻塞队列的情形。
3.4. 考虑图3.9（b）中的状态转换图。假设操作系统正在分派进程，有进程处于就绪态和就绪/挂起态，并
且至少有一个处于就绪/挂起态的进程比处于就绪态的所有进程的优先级都高。有两种极端的策略：（1）总是分派一个处于就绪态的进程，以减少交换；（2）总是把机会给具有最高优先级的进程，即使会导致在不需要交换时进行交换。请给出一种能均衡考虑优先级和性能的中间策略。
答：对于一个就绪/挂起态的进程，降低一定数量（如一或两个）优先级，从而保证只有当一个就绪/挂起态的进程比就绪态的进程的最高优先级还高出几个优先级时，它才会被选做下一个执行。
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3.5. 表3.13给出了VAX/VMS操作系统的进程状态。
a. 请给出这么多种等待状态的理由。
b. 为什么以下状态没有驻留和换出方案：页错误等待、也冲突等待、公共事件等待、自由页等待和
资源等待。
c. 请画出状态转换图，并指出引发状态装换的原因。 答：
a. 每一种等待状态都有一个单独的队列与其相关联。当影响某一等待进程的事件发生时，把等待进
程分成不同的队列就减少了定位这一等待进程所需的工作量。例如，当一个页错误完成时，调度程序就可以在页错误等待队列中找到等待的进程。
b. 在这些状态下，允许进程被换出只会使效率更低。例如，当发生页错误等待时，进程正在等待换
入一个页从而使其可以执行，这是将进程换出是毫无意义的。 c. 可以由下面的进程状态转换表得到状态转换图。
当前状态 下一状态
当前正在执行 可计算（驻留） 可计算（换出） 各种等待状态（驻留） 各种等待状态（换出） 当前正在执行 调度 可计算（驻留） 重调度 换入 事件发生 可计算（换出） 换出 事件发生 各种等待状态（驻留） 等待 各种等待状态（换出） 换出 3.6. VAM/VMS操作系统采用了四种处理器访问模式，以促进系统资源在进程间的保护和共享。访问模式确定：
? 指令执行特权：处理器将执行什么指令。
? 内存访问特权：当前指令可能访问虚拟内存中的哪个单元。 四种模式如下：
? 内核模式：执行VMS操作系统的内核，包括内存管理、中断处理和I/O操作。
? 执行模式：执行许多操作系统服务调用，包括文件（磁盘和磁带）和记录管理例程。 ? 管理模式：执行其他操作系统服务，如响应用户命令。
? 用户模式：执行用户程序和诸如编译器、编辑器、链接程序、调试器之类的实用程序。
在较少特权模式执行的进程通常需要调用在较多特权模式下执行的过程，例如，一个用户程序需要一个操作系统服务。这个调用通过使用一个改变模式（简称CHM）指令来实现，该指令将引发一个中断，把控制转交给处于新的访问模式下的例程，并通过执行REI（Return from Exception or Interrupt，从异常或中断返回）指令返回。
a. 很多操作系统有两种模式，内核和用户，那么提供四种模式有什么优点和缺点？ b. 你可以举出一种有四种以上模式的情况吗？ 答：
a. 四种模式的优点是对主存的访问控制更加灵活，能够为主存提供更好的保护。缺点是复杂和处理
的开销过大。例如，程序在每一种执行模式下都要有一个独立的堆栈。 b. 原则上，模式越多越灵活，但是四种以上的模式似乎很难实现。
3.7. 在前面习题中讨论的VMS方案常常称为环状保护结构，如图3.18所示。3.3节所描述的简单的内核/
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用户方案是一种两环结构，[SILB04]指出了这种方法的问题：环状（层次）结构的主要缺点是它不允许我们实施须知原理，特别地，如果一个对象必须在域Dj中可访问，但在域Di中不可访问，则必须有就j b. 请给出环状结构操作系统解决这个问题的一种方法。 答： a. 当j 具有特权或者要求的安全性更高，那么这种限制就是合理的。然而，通过以下方法却可以绕过这种安全策略。一个运行在Dj中的进程可以读取Dj中的数据，然后把数据复制到Di中。随后，Di中的进程就可以访问这些信息了。 b. 有一种解决这一问题的方法叫做可信系统，我们将在16章中进行讨论。 3.8. 图3.7（b）表明一个进程每次只能在一个事件队列中。 a. 是否能够允许进程同时等待一个或多个事件？请举例说明。 b. 在这种情况下，如何修改图中的排队结构以支持这个新特点？ 答： a. 一个进程可能正在处理从另一个进程收到的数据并将结果保存到磁盘上。如果当前在另一个进程 中正有数据在等待被取走，进程就可以继续获得数据并处理它。如果前一个写磁盘操作已经完成，并且有处理好的数据在等待写出，那么进程就可以继续写磁盘。这样就可能存在某一时刻，进程即在等待从输入进程获得数据，又在等待磁盘可用。 b. 有很多种方法解决这一问题。可以使用一种特殊的队列，或者将进程放入两个独立的队列中。不 论采用哪种方法，操作系统都必须处理好细节工作，使进程相继地关注两个事件的发生。 3.9. 在很多早期计算机中，中断导致寄存器值被保存在与给定的中断信息相关联的固定单元。在什么情况 下这是一种实用的技术？请解释为什么它通常是不方便的。 答：这种技术是基于被中断的进程A在中断响应之后继续执行的假设的。但是，在通常情况下，中断可能会导致另一个进程B抢占了进程A。这是就必须将进程A的执行状态从与中断相关的位置复制到与A相关的进程描述中。然而机器却有可能仍将它们保存到前一位置。参考：[BRIN73]。 3.10. 3.4节曾经讲述过，由于在内核模式下执行的进程是不能被抢占的，因此UNIX不适用于实时应用。 请阐述原因。 答：由于存在进程不能被抢占的情况（如在内核模式下执行的进程），操作系统不可能对实时需求给予迅速的反应。 第4章 线程、对称多处理和微内核 4.1. 一个进程中的多个线程有以下两个优点：（1）在一个已有进程中创建一个新线程比创建一个新进程所 需的工作量少；（2）在同一个进程中的线程间的通信比较简单。请问同一个进程中的两个线程间的模式切换与不同进程中的两个线程间的模式切换相比，所需的工作量是否要少？ 答：是的，因为两个进程间的模式切换要储存更多的状态信息。 4.2. 在比较用户级线程和内核级线程时曾指出用户级线程的一个缺点，即当一个用户级线程执行系统调用 时，不仅这个线程被阻塞，而且进程中的所有线程都被阻塞。请问这是为什么？ 答：因为对于用户级线程来说，一个进程的线程结构对操作系统是不可见的，而操作系统的调度是以进程为单位的。 4.3. 在OS/2中，其他操作系统中通用的进程概念被分成了三个独立类型的实体：会话、进程和线程。一 个会话是一组与用户接口（键盘、显示器、鼠标）相关联的一个或多个进程。会话代表了一个交互式的用户应用程序，如字处理程序或电子表格，这个概念使得PC用户可以打开一个以上的应用程序，在屏幕上显示一个或更多个窗口。操作系统必须知道哪个窗口，即哪个会话是活跃的，从而把键盘和鼠标的输入传递个相应的会话。在任何时刻，只有一个会话在前台模式，其他的会话都在后 23 台模式，键盘和鼠标的所有输入都发送给前台会话的一个进程。当一个会话在前台模式时，执行视频输出的进程直接把它发送到硬件视频缓冲区。当一个会话在后台时，如果该会话的任何一个进程的任何一个线程正在执行并产生屏幕输出，则这个输出被送到逻辑视频缓冲区；当这个会话返回前台时，屏幕被更新，为新的前台会话反映出逻辑视频缓冲区中的当前内容。 有一种方法可以把OS/2中与进程相关的概念的数目从3个减少到2个。删去会话，把用户接口（键盘、显示器、鼠标）和进程关联起来。这样，在某一时刻，只有一个进程处于前台模式。为了进一步地进行构造，进程可以被划分成线程。 a. 使用这种方法会丧失什么优点？ b. 如果继续使用这种修改方法，应该在哪里分配资源（存储器、文件等）：在进程级还是线程级？ 答： a. 会话的使用非常适合个人计算机和工作站对交互式图形接口的需求。它为明确图形输出和键盘/ 鼠标输入应该被关联到什么位置提供了一个统一的机制，减轻了操作系统的工作负担。 b. 应该和其他的进程/线程系统一样，在进程级分配地址空间和文件。 4.4. 考虑这样一个环境，用户级线程和内核级线程呈一对一的映射关系，并且允许进程中的一个或多个线 程产生会引发阻塞的系统调用，而其他线程可以继续运行。解释为什么这个模型可以使多线程程序比在单处理器机器上的相应的单线程程序运行速度更快？ 答：问题在于机器会花费相当多的时间等待I/O操作的完成。在一个多线程程序中，可能一个内核级线程会产生引发阻塞的系统调用，而其他内核级线程可以继续执行。而在单处理器机器上，进程则必须阻塞知道所有的系统调用都可以继续运行。参考：[LEWI96] 4.5. 如果一个进程退出时，该进程的某些线程仍在运行，请问他们会继续运行吗？ 答：不会。当一个进程退出时，会带走它的所有东西——内核级线程，进程结构，存储空间——包括线程。参考：[LEWI96] 4.6. OS/390主机操作系统围绕着地址空间和任务的概念构造。粗略说来，一个地址空间对应于一个应用程 序，并且或多或少地对应于其他操作系统中的一个进程；在一个地址空间中，可以产生一组任务，并且它们可以并发执行，这大致对应于多线程的概念。管理任务结构有两个主要的数据结构。地址空间控制块（ASCB）含有OS/390所需要的关于一个地址空间的信息，而不论该地址空间是否在执行。ASCB中的信息包括分派优先级、分配给该地址空间的实存和虚存、该地址空间中就绪的任务数以及是否每个都被换出。一个任务控制块（TCB）标识一个正在执行的用户程序，它含有在一个地址空间中管理该任务所需要的信息，包括处理器状态信息、指向该任务所涉及到的程序的指针和任务执行结构。ASCB是在系统存储器中保存的全局结构，而TCB是保存在各自的地址空间中的局部结构。请问把控制信息划分成全局和局部两部分有什么好处？ 答：关于一个地址空间的尽可能多的信息可以随地址空间被换出，从而节约了主存。 4.7. 一个多处理系统有8个处理器和20个附加磁带设备。现在有大量的作业提交给该系统，完成每个作 业最多需要4个磁带设备。假设每个作业开始运行时只需要3个磁带设备，并且在很长时间内都只需要这3个设备，而只是在最后很短的一段时间内需要第4个设备以完成操作。同时还假设这类作业源源不断。 a. 假设操作系统中的调度器只有当4个磁带设备都可用时才开始一个作业。当作业开始时，4个设 备立即被分配给它，并且直到作业完成时才被释放。请问一次最多可以同时执行几个作业？采用这种策略，最多有几个磁带设备可能是空闲的？最少有几个？ b. 给出另外一种策略，要求其可以提高磁带设备的利用率，并且同时可以避免系统死锁。分析最多 可以有几个作业同时执行，可能出现的空闲设备的范围是多少。 答： a. 采用一个保守的策略，一次最多同时执行20/4=5个作业。由于分配各一个任务的磁带设备最多同 时只有一个空闲，所以在同一时刻最多有5个磁带设备可能是空闲的。在最好的情况下没有磁带设备空闲。 b. 为了更好的利用磁设备，每个作业在最初只分配三个磁带设备。第四个只有的需要的时候才分配。 24