垂死挣扎-2

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请求分段系统是在分段系统的基础上，增加了请求调段功能和分段置换功能所形成的分段式虚拟存储系统。分段式存储管理方式分配算法与可变分区的分配算法相似，可以采用最佳适应法、最坏适应法和首次适应法等分配算法。显然仍然要解决外碎片的问题。

•   首次 适应分配算法： 这种算法按分区序号从空闲分区表的第一个表目开始查找该表， 把最先找到的大于或等于作业大小的空闲分区分给要求的作业 。然后，再按照作业的大小，从该分区中划出一块内存空间分配给作业，余下的空闲分区仍留在空闲分区表中。如果查找到分区表的最后仍没有找到大于或等于该作业的空闲区，则此次分配失败。 优点：优先利用内存中低址部分的空闲分区，而高址部分的空闲分区很少被利用，从而保留了高址部分的大空闲区。为以后到达的大作业分配大的内存空间创造了条件。缺点：低址部分不断被划分，致使留下许多难以利用的、很小的空闲分区。 
• 循环 首次 适应分配算法： 这种算法是由最先适应分配算法经过改进而形成的。在为作业分配内存时，不再每次从空闲分区表的第一个表项开始查找，而是从上次找到的空闲区的下一个空闲区开始查找，直至找到第一个能满足要求的空闲区为止，并从中划分出一块与请求大小相等的内存空间分配给作业。为实现该算法，应设置一起始查找指针，以指示下一次开始查找的空闲分区，并采用循环查找方式。即如果最后一个空闲分区的大小仍不能满足要求，则返回到第一个空闲分区进行查找。 优点 ：内存中的空闲区分布得更均匀，减少查找空闲分区的开销。 缺点 ：系统中缺乏大的空闲分区，对大作业不利。
• 最佳适应分配算法 ：该算法从所有未分配的分区中挑选一个 最接近作业大小且大于或等于作业的空闲分区分配给作业 ，目的是使每次分配后剩余的碎片最小。为了查找到大小最合适的空闲分区，需要查遍整个空闲分区表，从而增加了查找时间。因此，为了加快查找速度，要求将所有的空闲分区，按从小到大递增的顺序进行排序。这样，第一次找到的满足要求的空闲分区，必然是最佳的。 缺点：每次分配之后形成的剩余部分，却是一些小的碎片，不能被别的作业利用。因此，该算法的内存利用率是不高的。 
• 最坏适应分配算法： 该算法从所有未分配的分区中挑选一个 最大的空闲分区分配给作业 ，目的是使分配后剩余的空闲分区足够大，可以被别的作业使用。为了查找到最大的空闲分区，需要查遍整个空闲分区表，从而增加了查找时间。因此，为了加快查找速度，要求将所有的空闲分区按从大到小递减的顺序进行排序。这样，第一次找到的空闲分区，必然是最大的。优点：最坏适应分配算法在分配后剩余的空闲分区可能比较大，仍能满足一般作业的要求，可供以后使用。从而最大程度地减少系统中不可利用的碎片。缺点：这种算法使系统中的各空闲分区比较均匀地减小，工作一段时间以后，就不能满足对较大空闲分区的分配要求。

 

 

在虚拟存储系统中，若进程在内存中占三块(开始时为空，采用先进先出页面淘汰算法，当执行访问页号序列为1、2、3、4、1、2、5、1、2、3、4、5、6时，将产生（ ）次缺页中断。

 先进先出页面替换算法（The First-In First-Out Page Replacement Algorithm）。顾名思义，这种算法的思路是把所有已在内存中的页面组织成一个队列（也可以是一个链表），每次当有页面换入到内存中的时候，就添加到队列的末尾；当需要页面换出时，直接从队列中移除页面。把留在内存中时间最长的页面换出内存，

1   1

2   12

3   123

4   234

1   341

2   412

5   125

1

2

3   253

4   534

5

6  346

 

 

 

操作系统采用缓冲技术,通过减少对CPU的（）次数,提高资源的利用率。

引入缓冲的主要原因包括：缓和CPU与I/O设备间速度不匹配的矛盾；减少对CPU的中断频率，放宽对中断响应时间的限制；提高CPU和I/O设备之间的并行性。所以采用缓冲技术，可减少对CPU的中断次数，从而提高系统效率。

 

 

多级反馈队列调度算法是一种CPU处理机调度算法，UNIX操作系统采取的便是这种调度算法。

 

**多级(假设为N级)反馈队列调度算法可以如下原理**

 

1、设有N个队列（Q1,Q2....QN），其中各个队列对于处理机的优先级是不一样的，也就是说位于各个队列中的作业(进程)的优先级也是不一样的。一般来说，优先级Priority(Q1) > Priority(Q2) > ... > Priority(QN)。怎么讲，位于Q1中的任何一个作业(进程)都要比Q2中的任何一个作业(进程)相对于CPU的优先级要高（也就是说，Q1中的作业一定要比Q2中的作业先被处理机调度），依次类推其它的队列。

 

2、对于某个特定的队列来说，里面是遵循时间片轮转法。也就是说，位于队列Q2中有N个作业，它们的运行时间是通过Q2这个队列所设定的时间片来确定的（为了便于理解，我们也可以认为特定队列中的作业的优先级是按照FCFS来调度的）。

 

3、各个队列的时间片是一样的吗？不一样，这就是该算法设计的精妙之处。各个队列的时间片是随着优先级的增加而减少的，也就是说，优先级越高的队列中它的时间片就越短。同时，为了便于那些超大作业的完成，最后一个队列QN(优先级最低的队列)的时间片一般很大(不需要考虑这个问题)。

 

**多级反馈队列调度算法描述**

1、进程在进入待调度的队列等待时，首先进入优先级最高的Q1等待。

 

2、首先调度优先级高的队列中的进程。若高优先级中队列中已没有调度的进程，则调度次优先级队列中的进程。例如：Q1,Q2,Q3三个队列，只有在Q1中没有进程等待时才去调度Q2，同理，只有Q1,Q2都为空时才会去调度Q3。

 

3、对于同一个队列中的各个进程，按照时间片轮转法调度。比如Q1队列的时间片为N，那么Q1中的作业在经历了N个时间片后若还没有完成，则进入Q2队列等待，若Q2的时间片用完后作业还不能完成，一直进入下一级队列，直至完成。

 

4、在低优先级的队列中的进程在运行时，又有新到达的作业，那么在运行完这个时间片后，CPU马上分配给新到达的作业（抢占式）。

 

 

**我们来看一下该算法是如何运作的**

假设系统中有3个反馈队列Q1,Q2,Q3，时间片分别为2，4，8。

现在有3个作业J1,J2,J3分别在时间 0 ，1，3时刻到达。而它们所需要的CPU时间分别是3，2，1个时间片。

 

1、时刻0 J1到达。于是进入到队列1 ， 运行1个时间片 ， 时间片还未到，此时J2到达。

 

2、时刻1 J2到达。 由于时间片仍然由J1掌控，于是等待。 J1在运行了1个时间片后，已经完成了在Q1中的

 

2个时间片的限制，于是J1置于Q2等待被调度。现在处理机分配给J2。

 

3、时刻2 J1进入Q2等待调度，J2获得CPU开始运行。

 

4、时刻3 J3到达，由于J2的时间片未到，故J3在Q1等待调度，J1也在Q2等待调度。

 

5、时刻4 J2处理完成，由于J3，J1都在等待调度，但是J3所在的队列比J1所在的队列的优先级要高，于是J3被调度，J1继续在Q2等待。

 

6、时刻5 J3经过1个时间片，完成。

 

7、时刻6 由于Q1已经空闲，于是开始调度Q2中的作业，则J1得到处理器开始运行。 J1再经过一个时间片，完成了任务。于是整个调度过程结束。

 

从上面的例子看，在多级反馈队列中，后进的作业不一定慢完成。

 

 

 

路由器收到一个数据包，数据包的目标地址是202.65.17.4，该子网属于哪一个网段？

 

在登录到别人电脑和登录qq时都不需要DNS进行域名解析的，这就证明网络是没有问题的，但是当你输入的是网址，这样就需要DNS进行域名解析服务，网址登不上去，就证明DNS服务有问题。

 

c类网络只有最后8位来分配子网号和主机号，每个子网至少容纳55台主机，所以需要6位来分配主机号，只有两位来分配子网号，子网掩码就是255.255.255.11000000；就是255.255.255.192

 

在网络7层协议中，如果想使用UDP协议达到TCP协议的效果,可以在哪层做文章?

因为UDP要达到TCP的功能就必须实现拥塞控制的功能,而且是在路由之间实现,这个在底层明显是做不到拥塞控制的,在应用层也是做不到的,因为应用层之间和应用程序挂钩,一般只能操控主机的程序,而表示层是处理所有与数据表示及运输有关的问题，包括转换、加密和压缩,在传输层是不可能的,因为你已经使用了UDP协议,无法在本层转换它,只有在会话层.

        会话层（SESSION LAYER）允许不同机器上的用户之间建立会话关系。会话层循序进行类似的 传输层 的普通数据的传送，在某些场合还提供了一些有用的增强型服务。允许用户利用一次会话在远端的分时系统上登陆，或者在两台机器间传递文件。 会话层提供的服务之一是管理对话控制。会话层允许信息同时双向传输，或任一时刻只能单向传输。如果属于后者，类似于物理信道上的半双工模式，会话层将记录此时该轮到哪一方

 

 

接入WEB服务器第一次被访问到时，不同协议的发生顺序

、当你给WEB服务器接上网线的时候，它会自动发送一条ARP信息，使得接入网关能找的到它；网关上会形成一条类似：2c 96 1e 3c 

3e 9b - 192.168.1.123的MAC地址到IP地址的映射记录。

2、如用户在浏览器中输入域名，如本地DNS缓存中没有，必然会进行一次DNS查询，以确定该域名的IP地址。

3、HTTP。获得DNS对应的IP地址以后，使用HTTP协议访问web服务器（不考虑TCP三次握手建立连接的阶段）。

 

 

Linux用户分为：拥有者、组群(Group)、其他（other）

linux中的文件属性过分四段，如  -rwzrwz---

第一段  -  是指文件类型 表示这是个普通文件

文件类型部分

-为：表示文件

d为：表示文件夹

l为：表示<a href="https://www.baidu.com/s?wd=%E9%93%BE%E6%8E%A5%E6%96%87%E4%BB%B6&tn=44039180_cpr&fenlei=mv6quAkxTZn0IZRqIHckPjm4nH00T1Y3nWnzPWbzmHNBn1RYuHmd0ZwV5Hcvrjm3rH6sPfKWUMw85HfYnjn4nH6sgvPsT6KdThsqpZwYTjCEQLGCpyw9Uz4Bmy-bIi4WUvYETgN-TLwGUv3En1TvPHmzn1b4" target="_blank">链接文件，可以理解为 windows中的快捷方式（link file）

b为：表示里面可以供存储周边设备

c为：表示里面为一次性读取装置

 

第二段  rwz  是指拥有者具有可读可写可执行的权限  

类似于windows中的所有者权限比如 administrator 对文件具有 修改、读取和执行权限

 

第三段  rwz 是指所属于这个组的成员对于这个文件具有，可读可写可执行的权限      

类似于windows中的组权限比如administrators组，属于这个组的成员对于文件的都有 可读可写可执行权限

 

第四段  --- 是指其他人对于这个文件没有任何权限

类似于windows中的 anyone 一样就是说所有人对着个文件都会有一个怎样的权限

</a>

 

 

在局域网络内的某台主机用ping命令测试网络连接时发现网络内部的主机都可以连同，而不能与公网连通，问题可能是

局域网的网关或主机的网关设置有误

主机IP设置有误

没有设置连接局域网的网关

局域网的网关或主机的网关设置有误

局域网DNS服务器设置有误

1. A.主机IP设置有误的话，内网是无法联通的
2. B.玩了个文字游戏吧，   局域网通讯没有网关这一说啊！  网关都是对两个网络来讲才有这一个说法，  同一个网络，  网关不起作用
3. C.网关设置有误，不会影响内网的PING，内网只要保证IP在同一个网段就可以ping同。所以此时内网是可以ping通的。但是网关是两个网络之间的一扇门，要想跟外网ping通就必须又打开这扇门的钥匙即网关配置正确。
4. D.DNS配置是为的域名解析。跟ping不ping的通无关。

在Linux系统中,/etc/skel你可以存储用于创建用户目录的系统用户默认文件

Linux下的/etc/skel目录往往不被人注意，其实此目录在新建用户时还是很有用的，灵活运用此目录可以节约一定的配置时间。 
skel是skeleton的缩写，意为骨骼、框架。故此目录的作用是在建立新用户时，用于初始化用户根目录。系统会将此目录下的所有文件、目录都复制到新建用户的根目录，并且将用户属主与用户组调整为与此根目录相同。所以可将用户配置文件预置到/etc/skel目录下，比如说.bashrc、.profile与.vimrc等。 

注： 
1.如果在新建用户时，没有自动建立用户根目录，则无法调用到此框架目录。 
2.如果不想以默认的/etc/skel目录作为框架目录，可以在运行useradd命令时指定新的框架目录。例如： 
sudo useradd -d /home/chen -m -k /etc/my_skel chen 
上述命令将新建用户chen，设置用户根目录为/home/chen，并且此目录会自动建立；同时指定框架目录为/etc/my_skel。 
3.如果不想在每次新建用户时，都重新指定新的框架目录，可以通过修改/etc/default/useradd配置文件来改变默认的框架目录，方法如下： 
查找SKEL变量的定义，如果此变量的定义已被注释掉，可以取消注释，然后修改其值： 
SKEL=/etc/my_skel

 

 

Nagle算法主要是用来避免大量的小数据包在网络中传输，从而降低网络容量利用率。比如一个20字节的TCP首部+20字节的IP首部+1个字节的数据组成的TCP数据报，有效传输通道利用率只有将近1/40。如果网络充斥着这样的小分组数据，则网络资源的利用率是相当低下的。—— 但是对于一些需要小包场景的程序，比如像telnet或ssh这样的交互性比较强的程序，你需要关闭这个算法。可以在Socket设置TCP_NODELAY选项来关闭这个算法。

 

格式：sync

强制将内存中的文件缓冲内容写到磁盘。

 

 

 

对一个含有20个元素的有序数组做二分查找，数组起始下标为1，则查找A[2]的比较序列的下标为

(high-low)/2+low = middle; 下标从1开始，因为查找查找A[2]， low始终为1；

（20-1）/2+1=10;

(10-1)/2+1 = 5;

(5-1)/2+1 = 3;

(3-1)/2+1 = 2;

 

一棵Huffman树有m个叶结点，使用struct Node{Node *l,*r;int val;}结构来存储该树中的结点，一共会产生多少个NULL指针？

Huffman树树中没有度为1的节点

所以节点数

n=n0+n1+n2

=n0+n2

=n0+(n0-1)

=2n0-1

=2m-1

一共有2m-1个节点，因此有2m-1-1条边，一条边占用一个指针域，因此被占用的指针域个数为2m-2

2m-1个节点一共有4m-2个指针域

未被占用的指针域个数为4m-2-（2m-2）=2m

最后答案为2m

 

哈夫曼树没有度为一的节点，有m个叶子节点所以就有2m个空指针