数据库系统工程师-19.doc

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1、数据库系统工程师-19（总分：34.00，做题时间：90分钟）一、（总题数：16，分数：34.00）假设一个有3个盘片的硬盘，共有 4个记录面，转速为 7200r/min，盘面有效记录区域的外直径为30cm,内直径为10cm,记录位密度为 250位/mm,磁道密度为8道/mm,每磁道分16个扇区，每扇区512字节， 则该硬盘的非格式化容量和格式化容量约为丄，数据传输速率约为2_。若一个文件超岀一个磁道容量，剩下的部分3_。（分数：3.00 ）A. 120MB 和 100MBB. 30MB和 25MB VC. 60MB和 50MBD. 22 . 5MB和 25MB解析：A. 2356KB/SB.

2、 3534KB/SC. 7069KB/SD. 1178KB/S V解析：A. 存于同一盘面的其他编号的磁道上B. 存于其他盘面的同一编号的磁道上VC. 存于其他盘面的其他编号的磁道上D. 存放位置随机解析：解析磁盘上的数据都存放于磁道上。磁道就是磁盘上的一组同心圆，其宽度与磁头的宽度相同。为了避免减少 干扰，磁道与磁道之间要保持一定的间隔（inter-track gap），沿磁盘半径方向，单位长度内磁道的数目称之为道密度（道/英寸，TPI），最外层为0道。沿磁道方向，单位长度内存储二进制信息的个数叫位密度。为了简化电路设计，每个磁道存储的位数都是 相同的，所以其位密度也随着从外向内而增加。磁盘

3、的数据传输是以块为单位的，所以磁盘上的数据也以 块的形式进行存放。这些块就称为扇区（sector），每个磁道通常包括10100个扇区。同样为了避免干扰， 扇区之间也相互留有空隙（inter sector gap）。柱面是若干个磁盘组成的磁盘组，所有盘面上相同位置的 磁道组称为一个柱面（每个柱面有/1个磁道）；若每个磁盘有 m个磁道，则该磁盘组共有m个柱面。根据硬盘存放数据的规则，在向磁盘记录一个文件时，应将文件尽可能记录在同一柱面（不同记录面上的同号磁道 构成一个柱面）上，当一个柱面记录不下时，再记录到相邻柱面上。因此，当一个文件超岀一个磁道容量时，剩下的部分应存于其他盘面的同一编号的磁道上，

4、即同一柱面的其他磁道上。所谓的格式化，是指将磁盘空间按照一定的磁盘阵列排布方法，有序且很规则地划分为若干个扇区，然后 再把其中的所有存储介质的电离子清除，使之上面不管有无数据，都清零。在格式化中，要插入一些停顿 位、写入些辅助位，使得格式化后的容量小于格式化前的容量。磁盘格式化后能够存储有用信息的总量称 为存储容量，其计算公式如下： 存储容量=nxt xsxb 其中n为保存数据的总盘面数；t为每面磁道数：s为每道的扇区数；b为每个扇区存储的字节数。 磁盘的存取时间包括寻道时间和等待时间。寻道时间（查找时间，seek time）为磁头移动到目标磁道所需的时间（movable head disk）

5、，对于固定磁头磁盘而言，无须移动磁头，只需选择目标磁道对应的磁头即可。等待时间为等待读写的扇区旋转到磁头下方所用的时间。一般选用磁道旋转一周所用时间的一半作为平均 等待时间。寻道时间由磁盘机的性能决定，目前主流硬盘典型的AST（average seek time） 一般在10ms左右，而转速则有 2400r/min，5400r/min，7200r/min，等等。软盘转速较慢，一般只有360r/min （因为磁头与盘面接触性读写）。磁盘的数据传输速率是指磁头找到地址后，单位时间写入或读岀的字节数：R=TBT其中TB为一个磁道上记录的字节数，了为磁盘每转一圈所需的时间，只为数据传输速率。另外，对于

6、这类试题，考生还需要记住几个公式：(1) 总磁道数=记录面数x磁道密度x (外直径-内直径)-2(2) 非格式化容量=位密度X 3.14 X最内圈直径X总磁道数(3) 格式化容量=每道扇区数x扇区容量x总磁道数(4) 平均数据传输速率=最内圈直径x位密度x盘片转速做这类试题时，一定要注意单位的换算。根据题目给定条件，我们可计算如下：总磁道数=4x 8x(30 -10)-2x10= 3200说明：因为直径是以厘米为单位，而道密度是以毫米为单位，所以需要乘以10。非格式化容量=(250 x3.14 x 10x10x3200)-8-1024-1024=29.95MB说明：因为括号中求出的单位是位，而

7、1B=8b(1字节=8位)，1KB=1024B 1MB=1024KB格式化容量=(16 x 512x3200) -1024-1024= 25MB平均数据传输速率=(2 x3.14 x(100+2) x250x7200-60) -8-1000=1177.5KB/S说明：数据传输率中的 K为1000。虚拟存储管理系统的基础是程序的4理论，这个理论的基本含义是指程序执行时往往会不均匀地访问主存储器单元。根据这个理论，Denning提岀了工作集理论。工作集是进程运行时被频繁访问的页面集合。在进程运行时，如果它的工作集页面都在5_内，能够使该进程有效地运行，否则会岀现频繁的页面调入/调出的现象。(分数：

8、2.00 )A. 全局性B. 局部性 VC. 时间全局性D. 空间全局性解析：A. 主存储器 VB. 虚拟存储器C. 辅助存储器D. U盘解析：解析虚拟存储管理系统的基础是程序的局部性理论。所谓程序局部性原理是指程序在执行时所呈现的局部性规律，即在一段较短时间内，程序的执行仅限于某个部分。局部性原理表现为两个方面：(1) 时间局限性：如果某条指令被执行，则不久以后该指令很可能再次被执行；如果某条数据结构被访问， 则不久以后该数据结构很可能再次被访问。产生时间局限性的主要原因是程序中有大量的循环操作。(2) 空间局限性：一旦程序访问了某个内存单元，不久以后，其附近的内存单元也要被访问，即程序在一

9、段 时间内所访问的存储器空间可能集中在一定的范围之内，其最常见的情况就是程序的顺序执行。根据局部性原理的特征性，Denning阐述了程序性能的工作集理论。工作集是进程频繁访问的页面的集合。 工作集理论指岀，为使进程有效地运行，它的页面工作集应驻留内存中。否则，由于进程频繁地从外存请 求页面，而出现称为“颠簸”(又称抖动)的过度的页面调度活动。此时，处理页面调度的时间超过了程序 的执行时间。显然，此时 CPU的有效利用率会急速下降。通常用两种等价的方法确定进程的工作集，一种是将工作集确定为在定长的页面访问序列(工作集窗口)中的页面集合，另一种是将工作集确定为在定长时间间隔中涉及到页面的集合。工作

10、集的大小依赖于工作集 窗口的大小，在进程执行时，工作集会发生变化。有时，当进程进入另一个完全不同的执行阶段时，工作 集会岀现显著的变化。不过在一个进程的执行过程中，工作集的大小处于稳定状态的时间基本上占绝大多 数。另一种控制颠簸的技术是控制缺页率。操作系统规定缺页率的上下限，当一个进程的缺页率高于上限时， 表明该进程需要更大的内存空间，则分配较多的内存页面给它，当进程的缺页率低于下限时，表明该进程 占用的内存空间过大，可以适当地收回若干内存页面。1. 在计算机系统中，构成虚拟存储器 。(分数：1.00 )A. 只需要一定的硬件资源便可实现B. 只需要一定的软件即可实现C. 既需要软件也需要硬件

11、方可实现VD. 既不需要软件也不需要硬件解析：解析在计算机中，内存空间的分配是由操作系统进行的，程序和数据除了常驻内存的以外都是以文件的形式存放在硬盘中，需要时从硬盘调到内存，再由CPU使用。我们把由进程中的目标代码、数据等的虚拟地址组成的虚拟空间称为虚拟存储器，操作系统必须解决由虚拟存储器到物理存储器的地址变换。这种变换方法 有静态地址重定位和动态地址重定位两种方法。（1）静态地址重定位：静态地址重定位是在虚空间程序执行之前由装配程序完成地址影射工作。静态地址重定位的优点是不需要硬件的支持，缺点是无法实现虚拟存储器，必须占用连续的内存空间且难以做到程序和数据的共享。（2）动态地址重定位：动态

12、地址重定位是在程序执行过程中，在CPU访问内存之前，将要访问的程序或数据地址转换为内存地址。动态地址重定位依靠硬件地址变换机构完成，其优点主要有：可以对内存进行非连续分配；提供了虚拟存储器的基础；有利于程序段的共享。虚拟存储器只是一个容量非常大的存储器的逻辑模型，不是任何实际的物理存储器。它借助于磁盘等辅助 存储器来扩大主存容量，使之为更大或更多的程序所使用。它指的是主存一外存层次。它以透明的方式给 用户提供了一个比实际主存空间大得多的程序地址空间。所以它既需要硬件也需要软件。假设某计算机具有1 MB的内存（目前使用的计算机往往具有128 MB以上的内存），并按字节编址，为了能存取该内存各地址

13、的内容，其地址寄存器至少需要二进制7位。为了使4字节组成的字能从存储器中一次读出，要求存放在存储器中的字边界对齐，1字节的地址码应8_。若存储器周期为200ns，且每个周期可访问4字节，则该存储器带宽为 9_b/s。假如程序员可用的存储空间为4ME，则程序员所用的地址为，而真正访问内存的地址称为丄。（分数：5.00 ）A. 10B. 16C. 20 VD. 32解析：A. 最低两位为00 VB. 最低两位为10C. 最高两位为00D. 最咼两位为10解析：A. 20MB. 40MC. 80MD. 160M V解析：A. 有效地址B. 程序地址C. 逻辑地址 VD. 物理地址解析：A. 指令地址

14、B. 物理地址 VC. 内存地址D. 数据地址解析：解析1M=2 20，故1MB内存按字节编址（即寻找空间为1M），地址寄存器至少需要 20位。如果采用字节编址，4字节一次读岀，字地址是该字高位字节的地址，总是等于4的倍数。例如：某字的起始地址为 1000,接着三个内存单元 1001 , 1002, 1003:下个字首地址则为1004, 4在二进制中表示为100:同样下个字首地址为1008，8在二进制中表示为1000 ；最低两位总是为00。若存储周期为200ns(200X10 -9秒)，每个周期可访问4个字节，其带宽为：-971-(200 X10) x4=2X10(B/s) = 160M(b/

15、s)因为可用的4MB内存空间超出了实际的物理内存1MB称为逻辑地址，实际访问内存的地址为物理地址。在程序运行时，需要把逻辑地址映射为实际的物理地址。2. 单个磁头在向盘片的磁性涂料层上写入数据时，是以_方式写入的。(分数：1.00 )A. 并行B. 并一串行C. 串行 VD. 串一并行解析：解析串行通信中，两个设备之间通过一对信号线进行通信，其中一根为信号线，另外一根为信号地线，信号电 流通过信号线到达目标设备，再经过信号地线返回，构成一个信号回路。并行通信中，基本原理与串行通信没有区别。只不过使用了成倍的信号线路，从而一次可以传送更多位信 号。单磁头可以看做一对信号线路，所以是以串行方式写入

16、数据。3.SCSI是一种通用的系统级标准输入/输岀接口，其中_标准的数据宽度为16位，数据传送率达 20Mb/s。(分数：1.00 )A. SCSI-IB. SCSI-IIC. FASTSCSI-II VD. FAST/WDE SCSI-II解析：解析SCSI接口是小型计算机系统接口 (Small Computer System Interface)的简称，它是在美国 Shugart公司开发的SASI的基础上，增加了磁盘管理功能而成的。SCSI接口作为输入/输岀接口，主要用于光盘机、磁带机、扫描仪、打印机等设备。SCSI标准是1986年审议完成的，称为 SCSI-I标准，由于SCSI的特点是传

17、输速度快，支持多 I/O任务并 行操作，因此在非PC上得到了广泛的应用。1990年又制定了 SCSI-II标准。下面是广些SCSI标准的数据。(1) SCSI-I :数据宽度为8位，数据传输速率最高达 5Mb/s。(2) SCSI-II :数据宽度为16位，数据传输速率最高达 10Mb/s。Fast SCSI-II:数据宽度为16位，数据传输速率最高达20Mb/s。Fast/Wide SCSI-II:数据宽度为 32位，数据传输速率最高达 40Mb/s。(5) Ultra SCSI:最高传输速率约为 20Mb/s。(6) Ultra-2 SCSI:最高传输速率可达 80Mb/s。(7) Ult

18、ra 160/m :最高传输速率可达 160Mb/s。4.页式存储系统的逻辑地址由页号和页内地址两部分组成。假定页面的大小为4K,地址变换过程如图所示，图中逻辑地址用十进制表示。图中有效地址经过变换后，十进制物理地址a应为 (分数：1.00 )A. 33220 VB. 8644C. 4548D. 2500解析：解析本题考查的是虚拟存储中的页式存储。页式存储组织的基本原理是将各进程的虚拟空间划分为若干个长度相等的页，把内存空间以与页相等的大小划分为大小相等的片或页面，采用请求调页或预调页技术实现内 外存的统一管理。页式存储组织的主要优点是利用率高，产生的内存碎片小，内存空间分配及管理简单。主要缺

19、点是要有相应的硬件支持，增加了系统开销：请求调页的算法如选择不当，有可能产生抖动现象。页式存储系统的逻辑地址由页号和页内地址两部分组成。题目已知页面大小为4K，因为4K=2 12，所以页内地址有12位。现在把逻辑地址 8644转成二进制数得100001 1100 0100，这里的低12位为页内偏移量， 最高两位则为页号，所以逻辑地址8644的页号为10(即十进制数的2)，所以物理块号为8,化为二进制数得1000。把物理块号和页内偏移地址拼合得10000001 11000100，转化为十进制数得 33220。在段页式管理的存储器中，实存等分为15_、程序按逻辑模块分成16_。在多道程序环境下，每

20、道程序还需要一个1二作为用户标志号。每道程序都有对应的18_。一个逻辑地址包括 17x、段号s、页号p和页内地址d四个部分。假设总长度为22位的逻辑地址格式分配如下：2120位x; 1914位s; 1311位p; 100位d。若x，s，p，d均以二进制数表示，其转换成的物理地址为20_。(分数：5.00 )A. 段B. 页 VC. 基D. 模块解析：A. 段 VB. 页C. 基D. 模块解析：A. 段B. 页C. 基D. 模块E. 区域F. 段号G. 页号H. 基号 V解析：A. 一个段表和一个页表B. 一个段表和一组页表VC. 一组段表和一个页表D. 组段表和一组页表解析：A. x X 22

21、0+sX 214+pX 211+dB. (x)+x+p) X 211+dC. (x)+s)+p)+dD. (x)+s)+P) X211+dV解析：解析本题涉及存储管理知识，主要考查段页式存储管理。段页式存储组织是分段式和分页式结合的存储组织方法，这样可充分利用分段管理和分页管理的优点。在段页式管理的存储器中，程序按逻辑单位分成基本独立的段，再把每段分成固定大小的页。实存则等分成与上述页大小相等的页。程序对内存的调入或调岀是按页进行的。但它又可按段实现共享和保护。在多道程序环境中，每道程序都有一张段表和一个作为用户标志的基号。每道程序有一个基号与其他程序相区分，每道程序可以有多个段，但只有一个段

22、表，每个程序可以有多个页表。一个逻辑地址中，除了基号(x)、段号(p)和页号(s)夕卜，还有一个页内地址(d)。每个逻辑地址变换成实地址的过程如下：(1) 首先，由基号在基寄存器中找到该道程序的段表起始地址；(2) 接着，由该地址及段号在该程序段表中找到该程序特定段的页表起始地址；(3) 再由页表起始地址及页号找到物理地址的实页号；(4) 最后，由该实页号拼接上页内地址就是物理地址。该过程可简单地用一个式子来示意，即11(x)+s)+p) X2 +d其中，(x)表示基寄存器中地址为 x的单元的内容。由于本题中给出页内地址占11位(从位0到位10)，故实页号c与d拼接成的物理地址为CX2 11

23、+d段页式管理将段式存储管理和页式存储管理两种方式相结合，互相取长补短，充分发挥了它们的优点。段页式虚拟存储器管理方案具有空间浪费小、存储共享容易、存储保护容易、能动态连接的特点。但由于管理软件的增加，复杂性和开销也随之增加，需要的硬件及占用的内容也有所增加，使得执行速度大大下降。容量为64块的Cache采用组相联方式映像，每块大小为128个字，每4块为一组。若主存容量为4096块， 且以字编址，那么主存地址应该为20位，主存区号为2位。(分数：2.00 )A. 16B. 17C. 18D. 19 V解析：A. 5B. 6 VC. 7D. 8解析：解析Cache(高速缓冲存储器)的功能是提高C

24、PU数据输入/输出的速率，突破所谓的“冯诺依曼瓶颈”，即CPU与存储系统间数据传送带宽限制。高速存储器能以极高的速率进行数据的访问，但由于其价格高昂，如果计算机的主存储器完全由这种高速存储器组成则会大大增加计算机的成本。通常在CPU和主存储器之间设置小容量的高速存储器 Cache。Cache容量小但速度快，主存储器速度较低但容量大，通过优化调度算法， 系统的性能会大大改善，仿佛其存储系统容量与主存相当而访问速度近似于Caches在计算机的存储系统体系中，Cache是访问速度最快的层次。使用Cache改善系统性能的依据是程序的局部性原理。依据局部性原理，把主存储器中访问概率高的内容存放在Cach

25、e中，当CPU需要读取数据时就首先在 Cache中查找是否有所需内容，如果有则直接从Cache中读取；若没有再从主存中读取该数据，然后同时送往CPU和 Cache。如果CPU需要访问的内容大多都能在Cache中找到(称为访问命中，hit)，则可以大大提高系统性能。当CPU发岀访存请求后，存储器地址先被送到Cache控制器以确定所需数据是否已在Cache中，若命中则直接对Cache进行访问。这个过程称为 Cache的地址映射。常见的映射方法有直接映射、相联映射和组相 联映射。(1) 直接映射：以随机存取存储器作为Cache存储器，硬件电路较简单。在进行映射时，存储器的地址被分成三部分，从高到低依

26、次为：高位地址标识符、块号，以及块内地址。首先按照块号访问Cache，把该块的tag值与存储器地址中的tag域进行比较，若相同则根据地址中的word域对该项数据进行读写，若tag不相符则说明访问未命中。直接映射方式也是一种多对一的映射关系。(2) 相联映射：使用相联存储器作为 Cache，其速度快于直接映射，但是硬件电路较复杂，而且价格也较昂 贵。使用相联存储器组成的 Cache存储器，其基本单元分成两部分：地址部分和数据部分。数据部分用于存放数据，而地址部分则存放该数据的存储器地址。当进行映射时，相联存储器把CPU发岀的存储器地址与Cache内所有的地址信息同时进行比较，以确定是否命中。全相

27、联映射方式因其比较器电路难于设计和 实现，而只适用于小容量 Cache。（3）组相联映射：组相联映射的每一个块中有两个或两个以上不同的tag域，每一个tag域则对应着一个数据域。这样。Cache中同一项的两个（或多个）数据有相同的block值和word值，但是可以有不同的tag值， 从而弥补了直接映射机制的缺陷。当CPU发出读写请求后，地址信息中的block域用来访问Cache存储器。 存储器地址所含的tag域则同时和该块中所有的tag（图中为两个）进行比较以确定是否命中。 为了加快tag 的比较过程，可以采用相联存储器的方式并行地进行比较。这就是组相联名称的由来。组相联映射方式适 度地兼顾了

28、相联和直接映射两种方式的优点。在Cache容量相等的条件下，组相联映射比直接映射方式有更高的命中率。若计算机的Cache容量大，速度快，而且运行的程序又能使CPU读写的数据经常在 Cache中获得，则该程序执行的速度就快，也就是说如果程序短，访问存储器的局部性比较大，Cache的命中率就会比一般程序高。采用这种程序来评价计算机性能往往性能偏好。本题为组相联的Cache存储器的主存地址和 Cache地址格式为:区号的长度由主存分区的区数确定，组号的长度由一个区的分组的组数确定，块号的长度由一个组的分块的块数确定，块内地址由块的大小确定。所以依据题意得：Cache分4块为一组，所以块长度=log2

29、; 64块的Cache可以分为16组，所2; 64块的Cache可以分为16组，所以组号长度=log4：字块大小为128，所以块内地址长度=log由于Cache分为64块，所以主存分为4096/64=64个区，区号长度=log7。6。主存块长度=log4 :主存块内地址长度=log=2;主存组号长度=log块长度+块内地址长度=19。5.在CPU与主存之间设置高速缓冲存储器Cache，其目的是为了（分数：1.00）A. 扩大主存的存储容量B. 提高CPU对主存的访问效率VC. 既扩大主存容量又提高存取速度D. 提高外存储器的速度7。总长度二区号长度+组号长度+解析：6.在文件存储设备管理中，有

30、三类常用的空闲块管理方法，即位图向量法、空闲块链表链接法和 （分数：1.00 ）A. 一级目录法B. 多级目录法C. 分区法D. 索引法 V解析：解析在文件存储设备管理中，有三类常用的空闲块管理方法，即位图向量法、空闲块链表法和索引法。位图向量法中位图的每个字的每一位都对应一个物理块。空闲块链表法是把所有的空白块链在一起，当创建文件需要一块或几块时，就从链头上依次取下，反之，回收空间时，把这些空白块依次链接到链头上。 索引法是指在文件存取器上每一个连续的空闲区建立一个索引，这种分配技术适用于建立连续文件。高速缓存Cache与主存间采用全相联地址映像方式，高速缓存的容量为4MB分为4块，每块IM

31、B,主存容量为256MB若主存读写时间为 30ns，高速缓存的读写时间为 3ns，平均读写时间为3.27ns，则该高速 缓存的命中率为24%。若地址变换表如下所示，则主存地址为 8888888H时，高速缓存地址为 25_H。地址变换表038H188H259H367H（分数:2.00 ）A. 90B. 95C. 97D. 99 V解析：A. 488888B. 388888C. 288888D. 188888 V解析：解析如果以h代表对Cache的访问命中率，t 1表示Cache的周期时间，t 2表示主存储器周期时间，使用“ Cache+ 主存储器”的系统的平均周期为 t 3，则t 3 =hxt

32、i +（1- h） xt 2其中1-h又称为失效率（未命中率）。在本题中，t 2 =30ns，t i =3ns，t 3 =3.27ns，把这些数据代入上面的公式，则可求出h=99%。当主存地址为 8888888H时，即二进制地址为 ，其中块内地址为 ，而相联存储器中存储的是区号100010B和区内Cache块号为01B。将Cache块号与块内地址连接到一起，构成Cache的地址为即188888H。从提供的答案中选择与下列叙述相符合的答案。26 :支持多道程序设计，算法简单，但存储器碎片多：27 :能消除碎片，但用于存储器紧缩处理的时间长；28 :克服了碎片多和紧缩处理时间长的缺点，支持多道程序

33、设计，但不支持虚拟存储；29 :支持虚拟存储，但不能以自然的方式提供存储器的共享和存取保护机制：30 :允许动态链接和装入，能消除碎片，支持虚拟存储。（分数：5.00 ）A. 段页式B. 非请求分页式C. 请求分页式D. 可重定位分区E. 固定分区 VF. 单一连续分配解析：A. 段页式B. 非请求分页式C. 请求分页式D. 可重定位分区VE. 固定分区F. 单一连续分配解析：A. 段页式B. 非请求分页式VC. 请求分页式D. 可重定位分区E. 固定分区F. 单一连续分配解析：A. 段页式B. 非请求分页式C. 请求分页式VD. 可重定位分区E. 固定分区F. 单一连续分配解析：A. 段页式

34、 VB. 非请求分页式C. 请求分页式D. 可重定位分区E. 固定分区F. 单一连续分配 解析：解析此题考查存储管理方面的知识点，侧重各种存储管理方法的优缺点。要正确解答此题，必须把这些存储管 理方法的特点搞清楚。下面逐一分析备选项。(1) 连续分区把所有用户区都分配给唯一的用户作业，当做业被调度时，进程全部进入内存，一旦完成，所 有主存恢复空闲，因此，它不支持多道程序设计。(2) 固定分区存储管理。这是支持多道程序设计的最简单存储管理方法，它把主存划分成若干个固定的和大小不同的分区，每个分区能够装入一个作业，分区的大小是固定的，算法简单，但是容易生成较多的存储器碎片。(3) 可重定位分区存储

35、管理。这是克服固定分区碎片问题的一种存储分配方法，它能够把相邻的空闲存储空间合并成一个完整的空区，还能够整理存储器内各个作业的存储位置，以达到消除存储碎片和紧缩存储空间的目的。紧缩工作需要花费大量的时间和系统资源。(4) 非请求分页式存储管理。非请求分页式是指将存储空间和作业的地址空间分成若干个等分部分的分页式， 要求把进程所需要的页面全部调入主存后作业方能运行，因此，当内存可用空间小于作业所需的地址空间时，作业无法运行。它克服了分区存储管理中碎片多和紧缩处理时间长的缺点，支持多道程序设计，但不 支持虚拟存储。(5) 请求分页式存储管理。非请求分页式是将存储空间和作业的地址空间分成若干个等分部

36、分的分页式，当进程需要用到某个页面时将该页面调入主存，把那些暂时无关的页面留在主存外。它支持虚拟存储，克服了分区存储管理中碎片多和紧缩处理时间长的缺点，支持多道程序设计，但是它不能实现对最自然的以段 为单位的共享与存储保护 (因为程序通常是以段为单位划分的，所以以段为单位最自然)。(6) 段页式存储管理。这是分段式和分页式结合的存储管理方法，充分利用了分段管理和分页管理的优点。 作业按逻辑结构分段，段内分页，内存分块。作业只需部分页装入即可运行，所以支持虚拟存储，可实现 动态链接和装配。数据存储在磁盘上的排列方式会影响I/O服务的总时间。假设每磁道划分成10个物理块，每块存放1个逻辑记录。逻辑

37、记录 R1, R2,，R10存放在同一个磁道上，记录的安排顺序如表所示。表记录的安排顺序物理块12345678910逻辑记录R1R2R3R4R51 R6R7R8R9R10假定磁盘的旋转速度为 20ms/周，磁头当前处在 R1的开始处。若系统顺序处理这些记录，使用单缓冲区， 每个记录处理时间为 4ms，则处理这10个记录的最长时间为(7);对信息存储进行优化分布后，处理10个记录的最少时间为(8)。(分数：2.00 )A. 180msB. 200msC. 204ms VD. 220ms解析：A. 40msB. 60ms VC. 100msD. 160ms解析：解析首先从磁盘的转速20ms/周，我

38、们可以知道，读取一条记录需要2mso值得注意的一点是：处理一条记录的前提是将其读岀来。处理第1条记录时，要先将其读取岀来，再进行处理，所以处理R1所需时间为2ms+4ms 当R1处理完时，磁头已经转到了R4的位置，此时要将其调整到R2的位置，需要经过 R5, R6, R7, R8,R9, R10, R1，这样要耗16ms的时间，再加上读取 R2需要2ms以及处理数据的4ms, R2的总处理时间应为 22ms依次类推，处理这10个记录的时间为2+4+(16+2+4) X9= 204ms从上面的分析，我们知道，大部分时间消耗在磁头回移的过程中。为了减少这种时间消耗，可以对排列顺序进行优化，优化后的

39、排列顺序应为：R1,R8,R5,R2,R9,RQR3,R10,R7,R4这样，处理完 R1时，磁头就到了 R2的位置。直接读取 R2,处理R2,处理完R2,磁头又到了 R3的位置。依次类推，每条记录的读取及处理时间为：2ms+4ms=6ms所以总时间为(2+4) X10= 60ms7. 虚存页面调度算法有多种，_二调度算法不是页面调度算法。(分数：1.00 )A. 后进先出 VB. 先进先出C. 最近最少使用D. 随机选择解析：解析虚拟存储器是内存在一定程度上的扩展，它使程序可以在透明的情况下访问比内存大得多的地址空间，使 运行内存需要大于内存实际容量的程序成为可能，操作系统从硬盘中分配一部分

40、空间作为虚拟存储器，在 需要时同内存中的页面进行相互替换。如果选择的页面被频繁地装入和调出，那么这种现象称为“抖动”，应减少和避免抖动现象。常用的页面调度算法有以下几种。(1)最优淘汰算法(Optimal Replacement Algorithm , OPT)。选择不再使用或最远的将来才被使用的页，难以实现，常用于淘汰算法的比较。随机选择算法(Randomalgorithm , RAnd)。随机地选择被淘汰的页，开销小，但是可能选中立即就要访问的页。(3) 先进先出(First in First out , FIFO)算法，又称轮转法(RR)。选择在内存驻留时间最长的页，似乎合理，但可能淘汰

41、掉频繁使用的页。另外，使用FIFO算法时，在未给予进程分配足够的页面数时，有时会岀现给予进程的页面数增多，缺页次数反而增加的异常现象。FIFO算法简单，可采用队列实现。最近最少使用(Least Recently Used , LRU)算法。选择离当前时间最近的一段时间内使用得最少的页。 这个算法的主要岀发点是：如果某个页被访问了，则它可能马上就要被访问；反之，如果某个页长时间未 被访问，则它在最近一段时间也不会被访问。另外，还有最不经常使用的页面先淘汰 (Least Frequent Used, LFU)、最近没有使用的页面先淘汰(Not Used Recently , NUR。8. 若内存地址区间为4000H 43FFH,每个存储单元可存储 16位二进制数，该内存区域由4片存储器芯片构成，则构成该内存所用的存储器芯片的容量是 。(分数：1.00 )A. 512X16bitB. 256X8bitC. 256X16bitVD. 1024X8bit解析：解析本题的考点是存储容量的计算及其对应所需要的存储器芯片数。从4000H到43FFH的内存有1024字节，由于每个存储单元可存储16位二进制数，内存区域由 4片存储器芯片构成，因此每片的容量为 1024/4 X16bit=256 X16bit