在这种策略中，最多可以有20/3=6个作业同时执行。最少的空闲设备数量为0，最多有2个。参考：Advanced Computer Architectrue,K.Hwang,1993.

4.8. 在描述Solaris用户级线程状态时，曾表明一个用户级线程可能让位于具有相同优先级的另一个线程。

请问，如果有一个可运行的、具有更高优先级的线程，让位函数是否还会导致让位于具有相同优先级或更高优先级的线程？

答：任何一个可能改变线程优先级或者使更高优先级的线程可运行的调用都会引起调度，它会依次抢占低优先级的活跃线程。所以，永远都不会存在一个可运行的、具有更高优先级的线程。参考：[LEVI96]

第5章 并发性：互斥和同步

5.1

答：b.协同程序read读卡片，将字符赋给一个只有一个字大小的缓冲区rs然后在赋给squash协同程。协同程序Read在每副卡片图像的后面插入一个额外的空白。协同程序squash不需要知道任何关于输入的八十个字符的结构，它简单的查找成对出现的星号，然后将更改够的字符串经由只有一个字符大小的缓冲sp，传递给协同程序print。最后协同程序print简单的接受到来的字符串，并将他们打印在包含125个字符的行中。

5.2．考虑一个并发程序，它有两个进程p和q，定义如下。A.B.C.D和E是任意的原子语句。假设住程序执行两个进程的parbegin

Void p() void q() { A; { D; B; E; C; } }

答：ABCDE;ABDCE;ABDEC;ADBCE;ADBEC;ADEBC;DEABC;DAEBC;DABEC;DABCE; 5.3考虑下面的程序

const int n=50; int tally;

void total() { int count;

for(count =1;count <=n;count ++) {tally++; } }

void main() {

tally =0;

parbegin(total(),total(); write(tally);

}

答：a.随意一看,tally值的范围好像是落在[50,100]这个区间里,因为当没有互斥时可以从0直接增加到50.这一基本论点是当并发的运行这两进程时,我们不可能得到一个比连续执行单一某进程所得tally值还低的一个最终tally值.但是考虑下面由这两进程按交替顺序执行载入,增加,存储的情况,同时变更这个共享变量的取值:

1.进程A载入tally值,tally值加到1,在此时失去处理器(它已经增加寄存器的值到1,但是还没有存储这个值).

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2.进程B载入tally值(仍然是0),然后运行完成49次增加操作,在它已经将49这个值存储给共享变量tally后,失去处理器控制权.

3.进程A重新获得处理器控制权去完成它的第一次存储操作(用1去代替先前的49这个tally值),此时被迫立即放弃处理器.

4.进程B重新开始,将1(当前的tally值)载入到它自己的寄存器中,但此时被迫放弃处理器(注意这是B的最后一次载入).

5.进程A被重新安排开始,但这次没有被中断,直到运行完成它剩余的49次载入,增加和存储操作,结果是此时tally值已经是50.

6.进程B在它终止前完成仅有的最后一次增加和存储操作.它的寄存器值增至2,同时存储这个值做为这个共享变量的最终结果.

一些认为会出现低于2这个值的结果,这种情况不会出现.这样tally值的正确范围是[2,100].

b.对一般有N个进程的情况下,tally值的最终范围是[2,N*50],因为对其他所有进程来说,从最初开始运行到在第五步完成.但最后都被进程B破坏掉它们的最终结果.

5.4.忙等待是否总是比阻塞等待效率低（根据处理器的使用时间）？请解释。

答：就一般情况来说是对的,因为忙等待消耗无用的指令周期.然而,有一种特殊情况,当进程执行到程序的某一点处,在此处要等待直到条件满足,而正好条件已满足,此时忙等待会立即有结果,然而阻塞等待会消耗操作系统资源在换出与换入进程上. 5.5考虑下面的程序

boolean blocked[2]; int rurn;

void P(int id) {

While (true) {

While(turn!=id); {

While(blocked[1-!id] /*do nothing*/; Turn =id; } }

Void main () {

Blocked[0]=false; Blocked[1]=false; Turn=0;

Parbegin(P(0),P(1)); }

这是【HYMA66】中提出的解决互斥问题的一种方法。请举出证明该方法不正确的一个反例。

答：考虑这种情况:此时turn=0,进程P(1)使布尔变量blocked[1]的值为true,在这时发现布尔变量blocked[0]的值为false,然后P(0)会将true值赋予blocked[0]

,此时turn=0,P(0)进入临界区,P(1)在将1赋值给turn后,也进入了临界区.

5.6解决互斥的另一种软件方法是lamport的面包店（bakery）算法，之所以起这个名字，是因为它的思想来自于面包店或其他商店中，每个顾客在到达时都得到一个有编号的票，并按票号依次得到服务，算法如下：

Boolean choosing[n];

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Int number[n]; While (true) {

Choosing[i]=true;

Number[i]=1+getmax(number[],n)； Choosing[i]=false; For(int j=0;j

While (choosing[j]) {}

While ((number[j]!=0)&&(number[j],j)<(number[i],i) {} }

/*critical section*/ Number[i]=0; /*remainder*/; }

数组choosing和number分别被初始化成false和0，每个数组的第i个元素可以由进程i读或写，但其他进程只能读。符号（a，b）<（c，d）被定义成 （a，c）或（a=c且b

B． 说明这个算法避免了死锁。 C． 说明它实施了互斥。

答：a.当一个进程希望进入临界区时,它被分配一个票号.分配的票号是通过在目前那些等待进入临界区的进程所持票号和已经在临界区的进程所持票号比较,所得最大票号再加1得到的.有最小票号的进程有最高的优先级进入临界区.当有多个进程拥有同样的票号时,拥有最小数字号进入临界区.当一个进程退出临界区时,重新设置它的票号为0.

b.如果每个进程被分配唯一的一个进程号,那么总会有一个唯一的,严格的进程顺序.因此,死锁可以避免.

c.为了说明互斥,我们首先需要证明下面的定理:如果Pi在它的临界区,Pk已经计算出来它的number[k],并试图进入临界区,此时就有下面的关系式: ( number[i], i ) < ( number[k], k ).为证明定理,定义下面一些时间量:

Tw1:Pi最后一次读choosing[k], 当 j=k,在它的第一次等待时,因此我们在Tw1处有choosing[k] = false.

Tw2:Pi开始它的最后执行, 当j=k,在它的第二次while循环时,因此我们有Tw1 < Tw2. Tk1:Pk在开始repeat循环时;Tk2:Pk完成number[k]的计算; Tk3: Pk设置choosing[k]为false时.我们有Tk1

因为在Tw1处,choosing[k]=false,我们要么有Tw1

5.7当按图5.2的形式使用一个专门机器指令提供互斥时，对进程在允许访问临界区之前必须等待多久没有控制。设计一个使用testset指令的算法，且保证任何一个等待进入临界区的进程在n-1个turn内进入，n是要求访问临界区的进程数，turn是指一个进程离开临界区而另一个进程获准访问这个一个事件。

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答：以下的程序由[SILB98]提供： var j: 0..n-1; key: boolean; repeat

waiting[i] := true; key := true;

while waiting[i] and key do key := testset(lock); waiting[i] := false; < critical section > j := i + 1 mod n;

while (j ≠ i) and (not waiting[j]) do j := j + 1 mod n; if j = i then lock := false else waiting := false; < remainder section > Until

这个算法用最普通的数据结构：var waiting: array [0..n – 1] of boolean Lock：boolean

这些数据结构被初始化成假的，当一个进程离开它的临界区，它就搜索waiting的循环队列 5.8考虑下面关于信号量的定义：

Void semWait(s) {

If (s.count>0) {

s.count--; } Else {

Place this process in s.queue; Block; } }

Void semSignal(s) {

If (there is at liast one process blocked on semaphore) {

Remove a process P from s.queue; Place process P on ready list; }

Else

s.count++; }

比较这个定义和图5.3中的定义，注意有这样的一个区别：在前面的定义中，信号量永远不会取负值。当在程序中分别使用这两种定义时，其效果有什么不同？也就是说，是否可以在不改变程序意义的前提下，用一个定义代替另一个？

答：这两个定义是等价的，在图5.3的定义中，当信号量的值为负值时，它的值代表了有多少个进程在等待；在此题中的定义中，虽然你没有关于这方面的信息，但是这两个版本的函数是一样的。

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