【正文】 signal(。 eat。 wait(fork[(i+1)mod5])。一類總是先拿起左邊的叉子（左撇子），另一類總是先拿起右邊的叉子（右撇子）。解：如果哲學(xué)家們步調(diào)完全一致地拿起左邊叉子又放下的話，他們會重復(fù)這一過程，導(dǎo)致饑餓情況的出現(xiàn)。 首先, 因?yàn)榫€程有重新開始的危險(xiǎn), 他們完成的可能性低。在寫內(nèi)存上的復(fù)雜度為O(n) 。資源從屬鏈被線程數(shù)目，資源數(shù)目和分配數(shù)目限制。2. 銀行家的運(yùn)算法則發(fā)現(xiàn)死鎖而且殺死線程,釋放它的資源這些運(yùn)算法則在概略的配置上包括運(yùn)行時(shí)間檢查。b從最高效率到最低，有如下大概的一個(gè)順序：1. 預(yù)先保留所有的資源資源排序因?yàn)樗麄儧]有包括運(yùn)行時(shí)間經(jīng)常開支，所以這些運(yùn)算法則最有效率。因?yàn)橐A(yù)先保留所有的資源,線程必須等候比較長的而且當(dāng)他們工作的時(shí)候更有可能阻塞其他的線程,因此系統(tǒng)上來說具有更多的線性。 銀行家的運(yùn)算法則避免不安全的配置 和資源排序限制配置序列以便線程在他們是否一定等候的時(shí)候有較少的選擇。 因此在兩者的極端,它以這順序被列出兩次。 第三個(gè)運(yùn)算法則是最奇怪的, 因?yàn)槿绱撕笤S多的它的并發(fā)將會是無用的重復(fù)。如果死鎖發(fā)生很頻繁，你的順序需要改變嗎？解：a從最多并發(fā)事件到最少, 有一個(gè)大概的次序如下：1. 死鎖檢測并殺死線程，釋放所有資源發(fā)現(xiàn)死鎖并退回線程的動作，如果線程需要等候那么重新開始線程而且釋放所有的資源，在死鎖發(fā)生之前，這些運(yùn)算法則都不會限制并發(fā), 因?yàn)樗麄冄鲑囘\(yùn)行時(shí)間檢查而并非靜態(tài)的限制。換言之，在沒有死鎖時(shí)，哪種方法允許最多數(shù)目的線程無需要等待繼續(xù)前進(jìn)？對下面列出的６種處理死鎖的方法，給出從１到６的一個(gè)排序（１表示最大程序的并發(fā)），并解釋你的排序。：1銀行家算法，2死鎖檢測并殺死線程，釋放所有資源，３事先保留所有資源，４如果線程需要等待，５資源排序，６重新執(zhí)行檢測死鎖并退回線程的動作。，當(dāng)前的聲明和分配矩陣是 3 1 2 1 C = 9 A= 3 7 2對于安全狀態(tài)，需要的最小資源數(shù)目是多少？解：最小資源數(shù)是３個(gè)，總共有１０個(gè)資源。完成進(jìn)程釋放資源后，使剩余進(jìn)程也完成，故系統(tǒng)不會死鎖。說明不會發(fā)生死鎖。，一次只能保留或釋放一個(gè)單元。每個(gè)進(jìn)程最大需要２個(gè)單元。endj := (j+1) mod max。region available dobeginavailable (i) := available(i) – 1。repeatregion available doawait available (i) 0。beginj := 0。end Process ivar j: 0..max1。region available dobeginavailable(0) := max。available: shared array 0..n1 of 0..max。Repeat從前驅(qū)接收消耗給后續(xù)發(fā)送Forever假設(shè)Ｐ0收到Ｐn1發(fā)送的空元素。，使得進(jìn)程Ｐ０產(chǎn)生的Ｔ類型的數(shù)據(jù)元素經(jīng)進(jìn)程序列Ｐ1Ｐ2…Ｐn1,并且按該順序在元素上操作。解：不切實(shí)際的: 不能總是預(yù)先知道最大要求, 進(jìn)程數(shù)目和資源數(shù)目可能隨著時(shí)間改變 。解： ，則儲存器單元共用去25＋15＋40＋45=125個(gè)單元，還有25個(gè)存儲單元，則可以安全執(zhí)行全部進(jìn)程。a．第４個(gè)進(jìn)程到達(dá)，最多需要６０個(gè)存儲單元，最初需要２５個(gè)單元。，其單元如下分配三個(gè)進(jìn)程：進(jìn)程 最大 占用 1 70 45 2 60 40 3 60 15使用銀行家算法，以確定同意下面的任何一個(gè)請求是否安全。 此時(shí), 當(dāng) i= o=0,如果消費(fèi)進(jìn)程還沒有占用完磁盤空間 ( p max – reso)，可以產(chǎn)生輸入。2. 只要有輸入，輸入消耗能立刻發(fā)生。4. 當(dāng)有輸出時(shí)輸出消耗能立刻發(fā)生。 o← o + 14. o ← o – 15. p← p + 16. p ← p – 1b. 結(jié)合在對問題 的解決辦法被列出的資源限制, 我們能總結(jié)下列各項(xiàng):6. 過程返回能立刻發(fā)生因?yàn)樗麄冎会尫刨Y源。解： 1. i ← i + 12. i← i – 1。解：Ｉ + Ｏ + Ｐ≤ max –Ｉ + Ｏ≤ max – respＩ + Ｐ ≤ max – resoＩ ≤ max – (reso + resp)６．９在ＴＨＥ多道程序設(shè)計(jì)系統(tǒng)中，一頁可以進(jìn)行下列狀態(tài)轉(zhuǎn)換：→輸入緩沖區(qū)（輸入生產(chǎn)）→處理區(qū)域（輸入消耗）→輸出緩沖區(qū)（輸出生產(chǎn)）→空（輸出生產(chǎn)）→處理區(qū)域（輸出消耗）→空（過程調(diào)用）a根據(jù)Ｉ，Ｏ和Ｐ的量定義這些轉(zhuǎn)換的結(jié)果。，一個(gè)磁鼓（磁盤的先驅(qū)，用做輔存）被劃分為輸入緩沖區(qū)，處理和輸出緩沖區(qū)，它們的邊界可以移動，這取決于所涉及的進(jìn)程速度。如果磁盤充滿I/O，Ｉ能被延遲。 資源限制現(xiàn)在變成Ｉ + Ｏ ≤maxＩ≤ max – reso當(dāng)0 reso max如果程序 P 正在等候遞送輸出給磁盤, 程序 O 最后處理所有的早先輸出而且產(chǎn)生至少reso頁, 然后讓 P 繼續(xù)執(zhí)行。，仍然通話輸入和輸出緩沖區(qū)之間的邊界可以根據(jù)進(jìn)程的要求變化。解：當(dāng)I的速度遠(yuǎn)大于P的速度，有可能使磁盤上都是輸入數(shù)據(jù)而此時(shí)P進(jìn)程要處理輸入數(shù)據(jù)，即要將處理數(shù)據(jù)放入輸出數(shù)據(jù)區(qū)。３. 只要磁盤可以得到輸出，進(jìn)程Ｏ最終消耗掉它。I輸入緩沖區(qū)P輸出緩沖區(qū)o以下是關(guān)于進(jìn)程的知識：１. 只要環(huán)境提供數(shù)據(jù)，進(jìn)程Ｉ最終把它輸入到磁盤上（只要磁盤空間可用）。進(jìn)程以相等大小的塊為單位交換數(shù)據(jù)，這些塊利用輸入緩沖區(qū)和輸出緩沖區(qū)之間的移動邊界緩存在磁盤上，并取決于進(jìn)程的速度。 W = (2 2 2 0) + (2 0 0 1) = (4 2 2 1)4. Mark P1。Available=(2 1 0 0) 2 0 0 1 0 0 1 0Request= 1 0 1 0 Allocation= 2 0 0 12 1 0 0 0 1 2 0解： 1. W = (2 1 0 0)2. Mark P3。c系統(tǒng)當(dāng)前是否死鎖？為什么？d哪個(gè)進(jìn)程（如果存在）是死鎖的或可能變成死鎖的？e如果Ｐ３的請求（0，1，0，0）到達(dá)，是否可以立即安全地同意該請求？在什么狀態(tài)（死鎖，安全，不安全）下可以立即同意系統(tǒng)剩下的全部請求？如果立即同意全部請求，哪個(gè)進(jìn)程（如果有）是死鎖的或可能變成死鎖的？解： a. 0 0 0 00 7 5 06 6 2 22 0 0 20 3 2 0 ，因?yàn)橹辽儆幸粋€(gè)進(jìn)程執(zhí)行序列，不會導(dǎo)致死鎖，運(yùn)行順序是p1, p4, p5, p2, p3. ，因?yàn)镻1進(jìn)程當(dāng)前分配與最大需求正好相等，P1進(jìn)程可以運(yùn)行直至結(jié)束，接下來運(yùn)行其他進(jìn)程 ,P3,P4,P5可能死鎖 ，當(dāng)進(jìn)程P1,P4,P5執(zhí)行完可用資源為（4，6，9，8），P2,P3將死鎖，所以不安全，完全不可以立即同意系統(tǒng)剩下的全部請求。 可用 r1 r2 r3 r4 2100 當(dāng)前分配 最大需求 仍然需求r1 r2 r3 r4r1 r2 r3 r4 r1 r2 r3 r4 0 0 1 2 001 2 2 0 0 0 2 7 5 0 0 0 3 46 6 5 6 2 3 54 4 3 5 6 0 3 3 2 0 6 5 2 a計(jì)算每個(gè)進(jìn)程仍然可能需要的資源，并填入標(biāo)為“仍然需要”的列中。 一旦 Q 釋放 B, Ａ能進(jìn)行。 如果 P在 Q之前請求Ａ獲得Ａ, 然后Q 最多能執(zhí)行到請求Ａ然后被阻塞。，請證明。當(dāng) Q 重新開始執(zhí)行的時(shí)候，, 它將會能夠獲得兩個(gè)資源。5. P 獲得，然后釋放 A. P 獲得 B. Q 執(zhí)行而且阻塞在對Ｂ的請求上。3. Q 獲得 B ，然后 P 獲得和釋放 A. Q 獲得Ａ然后釋放B 和 A. 當(dāng) P 重新開始行的時(shí)候，它將會能夠獲得 B。2. Q 獲得 B和Ａ， P 執(zhí)行而且阻塞在對 A的請求上. Q釋放 B 和Ａ。非搶占: 沒有汽車被允許擠開其他車輛。解：互斥：同一時(shí)刻只有一輛車可以占有一個(gè)十字路口象限。跑步條件被允許因?yàn)橥竭M(jìn)程一次只需要一個(gè)。結(jié)果是執(zhí)行WAIT的進(jìn)程被阻塞。假如操作被允許，同步進(jìn)程就發(fā)回一個(gè)空消息，因此解除調(diào)用者的阻塞。進(jìn)程調(diào)用相關(guān)用于向同步進(jìn)程發(fā)送消息的生產(chǎn)者，wait或signal，來實(shí)現(xiàn)WAITHUO 。提示：引入一個(gè)獨(dú)立的同步進(jìn)程。提示：利用一個(gè)共享緩沖區(qū)保存信箱，每個(gè)信箱由一個(gè)消息槽數(shù)組成的。請用信號量解決這個(gè)問題。如果圣誕老人醒來后發(fā)現(xiàn)在三個(gè)孩子在他的店門口等待，并且最后一頭馴鹿已經(jīng)從熱帶回來。為了讓圣誕老人多睡會，這些孩子只有在是那個(gè)人都遇到困難時(shí)才喚醒他?，F(xiàn)在假設(shè)緩沖區(qū)僅有一個(gè)位置為空：DEABC In out這樣，out=in+，當(dāng)一個(gè)元素被添加，in被加1后，out=in，當(dāng)緩沖區(qū)為空時(shí)同理。信號量s控制進(jìn)入臨界區(qū)，你只想讓臨界區(qū)區(qū)域包括附加或采取功能。semWait(s)(s)。semWait(s)(s)。parbeginproducer。semSignalB(s)foreverend。semWaitB(s)end。if n = 1 thenbeginsemSignalB(s)。take。procedure consumer。if n=0 then semSignalB(delay)。append。beginrepeatproduce。delay: (*binary*) semaphore (:= 0)。var n: integer。提示：允許n的值為1，這表示不僅緩沖區(qū)為空，而且消費(fèi)者也檢測到這個(gè)事實(shí)并將被阻塞，直到生產(chǎn)者產(chǎn)生新數(shù)據(jù)。盡管消費(fèi)者從不在信號量上阻塞，但必須進(jìn)行大量的信號量調(diào)用，從而產(chǎn)生相當(dāng)多的開銷。生產(chǎn)者通常管理給換成區(qū)一個(gè)元素，并在消費(fèi)者消費(fèi)了前面的元素后發(fā)信號。take。semWait。semSignal 消費(fèi)者：consume。semSignal。V(car_filled) Nap(int(random(1000*ride_time))) V(passenger_released) Od End car End Jurassic_Park答： car中的代碼 V(passenger_released)能夠解除下面一種旅客的阻塞,被阻塞在P(passenger_released)的這種旅客不是坐在執(zhí)行V()的車?yán)锏穆每?，有一句話是“僅把消費(fèi)者臨界區(qū)（由s控制）中的控制語句移出還是不能解決問題，因?yàn)檫@將導(dǎo)致死鎖”。P(car_filled) P(passenger_released) Od End passenger Process car(j:=1 to num_cars) Do trueV(car_avail)。 Resource Jurassic_Park()Sem car_avail:=0,car_taken:=0,car_fillde:=:=0Process passenger(i:=1 to num_passengers) Do truenap(int(random(1000*wander_time))) P(car avail)。忽略語法錯(cuò)誤和丟掉的變量聲明，請判定它是否正確。使用信號量同步m個(gè)旅客進(jìn)程和n個(gè)進(jìn)程。當(dāng)一輛車可用時(shí)，它載入一名旅客，然后繞公園行駛?cè)我忾L的時(shí)間。：侏羅紀(jì)公園有一個(gè)恐龍博物館和一個(gè)公園，有m個(gè)旅客和n輛車，每輛車只能容納一名旅客。critical section。semWait(m)。 semSignal(m)else semSignal(b)。 na ← na – 1。 nm ← nm + 1。 semSignal(b)。semWait(b)。 na := 0。 b := 1