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假设图中的H3访问Web服务器时S时，S为新建的TCP连接分配了20KB（K=1024）的接收缓存，最大段长MSS=1KB，平均往返时间RTT=200ms。H3建立连接时的初始序号为100，且持续以MSS大小的段向S发送数据，拥塞窗口初始阈值为32KB；S对收到的每个段进行确认，并通告新的接收窗口。假定TCP连接建立完成后，S端的TCP接收缓存仅有数据存入而无数据取出。请回答下列问题。
这一题考的是什么？考的是三报文握手和四报文分手。
（1）在TCP连接建立过程中，H3收到的S发送过来的第二次握手TCP段的SYN和ACK标志位的值分别是多少？确认序号是多少？
TCP连接的建立分以下三个阶段。首先，H3向Web服务器S发出连接请求报文段，这时首部中的同步位SYN=1，ACK=0，同时选择一个初始序号seq=100.TCP规定，SYN报文段（即SYN=1）的报文段不能携带数据，但是要消耗一个序号。接着，S收到连接请求报文段，为自己选择一个初始序号seq=y，向A发送确认。这个报文段SYN=1，ACK=1，seq=y，确认号ack是100+1=101.它不能携带数据，但是也要消耗一个序号。最后，H3收到S的确认报文段后，还要向S给出确认。这份确认报文段SYN=0，ACK=1，确认号ack=y+1，自己的序号seq=101.因此，第二次握手TCP段的SYN=1，ACK=1，确认序号是101。
（2）H3收到的第8个确认帧所通告的接收窗口是多少？此时H3的拥塞窗口变为多少？H3的发送窗口变为多少？
20-8=12，此时H3的拥塞窗口8
H3的发送窗口8
这里我犯的错误是我忽略了拥塞窗口初始就为1，每收到一个确认报文拥塞窗口就加1，H3收到了8个确认帧，那么拥塞窗口就变成8+1=9。
这里既然有拥塞窗口，那么很显然不是数据链路层的流量控制，而是传输层的流量控制。
那么发送窗口就等于min[rwnd,cwnd]
因特网建议标准定义了进行拥塞控制的四种算法：，满开始，拥塞避免，快重传和快恢复。
在TCP刚刚连接好并开始发送TCP报文段时，先令拥塞窗口cwnd=1，即一个最大报文段长度MSS。每收到一个对新报文段的确认后，将cwnd加1，即增大一个MSS。用这样的办法逐步增大发送方的cwnd。
算术移位会失去一定的位数，造成一些误差，为减小误差，要进行舍入操作。
如1000 0000左移一位，0000 0001右移一位。
首先左移一位代表乘2，右移一位代表除2。
其次移位包括算术移位和逻辑移位
其中算术移位针对带符号数，逻辑移位针对无符号数
逻辑移位较为简单，无论左移还是右移都只需要补0.
算术移位因为有符号的原因，所以左移是在右边补0，右移的话要在左边补上符号位，符号位是1就补1，符号位是0就补0。
（3）当H3的发送窗口等于0时，下一个待发送的数据段序号是多少？H3从发送第一个数据段到发送窗口等于0时刻为止，平均数据传输速率是多少？
首先拥塞窗口不可能为0，所以发送窗口为0的原因只能使接收窗口为0，也就是说发了20个MSS，缓存被耗尽了。
平均往返时间RTT=200ms，所以每隔200ms就完成以此满开始的循环。
200ms cwnd =1+1=2 ，rwnd=20-1=19
400ms cwnd=2+2=4，rwnd=19-2=17
600ms cwnd = 4+4=8，rwnd = 17-4=13
800ms cwnd = 8+8 = 16，rwnd=13-8=5
10000ms cwnd=16+16=32，rwnd
所以每秒发送20个MSS，也就是20KB/S
下一个待发送的数据段序号为：101+20K=20581
（4）
若H3与S之间通信已经结束，在t时刻H3请求断开该连接，则从t时刻起，S释放该连接的最短时间是多少？
这个地方有一个小陷阱，那就是服务器在发出确认报文段后，立刻发出连接释放报文段，就相当于有半个RTT重复了，所以最短时间是1.5个RTT，就是300ms。
这里考的应该是四报文分手吧。
第一步，客户机打算关闭连接时，向其TCP发送连接释放报文段，并停止发送数据，主动关闭TCP连接，该报文段的终止位FIN置1，序号seq=u，它等于前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1，FIN报文段即使不携带数据，也消耗掉一个序号。这时，TCP客户进程进入FIN-WAIT-1（终止等待1）状态。TCP是全双工的，既可以想象为一条TCP连接上有两条数据通路，发送FIN的一端不能再发送数据，即关闭了其中一条数据通路。但对方还可以发送数据。
第二步，服务器收到连接释放报文段后即发出确认，确认号ack=u+1，序号seq=v，等于它前面已传送的数据的最后一个字节的序号加1.然后服务器进入CLOSE-WAIT（关闭等待）状态。此时，从客户机到服务器这个方向的连接就释放了，TCP连接处于半关闭状态。但服务器若发送数据，客户机仍要接受，即从服务器到客户机这个方向的连接并未关闭。
第三步，若服务器已没有要向客户机发送的数据，就通知TCP释放连接，此时其发出FIN=1的连接释放报文段。设该报文段的序号为w（在半关闭状态服务器可能又发送了一些数据），
还须重复上次已发送的确认号ack=u+1.这时服务器进入LAST-ACK（最后确认）状态。
第四步。客户机收到连接释放报文段后，必须发出确认。把确认报文段中的确认位ACK置1；确认号ack=w+1，序号seq=u+1.此时TCP连接还未释放，必须经过时间等待计时器设置的时间2MSL（最长报文段寿命后），客户机才进入CLOSE（连接关闭）状态。
2
假定CPU主频为500MHz，CPI为4.设备D采用异步串行通信方式向主机传送七位ASCII字符，通信规程中有1位ji校验位和一位停止位，从D接受启动命令到字符送入I/O端口需要0.5ms。请回答下列问题，要求说明理由。
（1）每传送一个字符，在异步串行通信方式上共需传输多少位？在设备D持续工作过程中，每秒钟最多可向I/O端口送入多少个字符。
首先我需要了解ASCII码，
第一，一个ASCII码占据一个字节，其中首位是校验位，可能是ji校验，也可能是偶校验。
而对于汉字而言，一个汉字对应两个字节。
（2）
我需要了解异步串行通信方式
因为异步通信方式发送方和接收方要约定时间，因此必须有起始位和校验位，而同步通信方式因为建立了连接，所以就不需要起始位和校验位了。
所以每传送一个字符，就传送包括7位ASCII码，1位校验位，一位起始位和一位停止位，一共包括10位。
（2）设备D采用中断方式进行输入/输出，示意图如下。
我发现但凡是这种带图的题，如果看不懂图，那么必然抓瞎。
就比如这里，它问CPU需从D读取字符完成的时间是多少？
那我们就需要直到CPU从D读取一个字符需要多少时间？
首先从D接受启动命令到到字符送入I/O端口需要0.5ms，其次，CPU进行中断响应需要10个时钟周期。然后题中说第15条指令启动D工作指的是第15条指令后CPU就要开始读取下一个字符。因此读取一个CPU字符需要
50M*0.0005+10+15 * 4=25000+70=25070
完成1000个字符需要25070000个时钟周期。
中断响应阶段，CPU主要进行以下操作：关中断，保护断点和程序状态，识别中断源。
3
某计算机采用页式虚拟存储管理方式，按字节编址，虚拟地址为32位，物理地址为24位，页大小为8KB；TLB采用全相联映射；Cache数据区大小为64KB，按2路组相联方式组织，主存块大小为64B。存储访问过程的示意图如下。
（1）页大小为8KB，也就是块内地址有13位。所以虚页号有32-17=15位，物理块号有24-13=11位
Cache数据区大小为64KB，一个块大小为8KB，那么一个Cache就包括8个块，按2路组相联方式，那么就有4个组，所以组号为2位，块内地址还是13位，前面的标记就是24-2-13=9位
虚页号的标记就是32-13=19位。
因此A，B都是19位，C是11位，D是13位，E和H都是9位，F是2位，G是13位
B存放的是标记信息，是用来和虚地址的前一部分比较的。
标准答案
第1题中F和G我回答错了，因为我忽略了主存块大小为64B，我需要记住在虚拟地址到物理地址的映射中，页的大小起作用；在物理地址到Cache的映射中，主存块大小起作用。
因此G为6位，F代表组号，为64KB/64B/2=512，因此F为9位。
TLB标记字段B的内容是虚页号，表示该TLB项对应哪个虚页的页表项。
（2）将块号为4099的主存块装入到Cache中，所映射的Cache组号是多少？对应的H字段内容是什么？
块号从0开始，一个Cache有8个块，用4099去mod8，余1，因为用的是2路组相联，所以4099映射的组号为1，H字段为标记，这个不清楚
标准答案
这里我错的地方是4099mod8居然出错了，正确的余数为1。
由此可见，还是直接取对应的组号比较正确。4099是一个10进制数，其16进制表示为1003，它的二进制表示就是0001 0000 0000 0011
我们发现，这里的二进制一共才18位，可是在本题中cache的标记位+组号一共是9+9=18位，因此要在前面补上两位，之后再取组号就是0 0000 0011
因此Cache组号为3，对应H字段的内容也就是 0 0000 1000B
（3）Cache缺失处理的时间开销大还是缺页处理的时间开销大？
Cache缺失以后需要从主存中调取主存块，缺页以后需要进行的处理比较麻烦，所以应该是却也处理的时间开销大。
标准答案
其实这里我回想缺页处理的时候感觉很麻烦，所以才说缺页处理时间开销大，现在我要重新学习一下缺页处理。
在请求分页系统中，每当所要访问的页面不在内存中时，便产生一个缺页中断，请求操作系统将所缺的页调入内存。（这里有一点没说但很重要，所缺的页是从外存，也可以说磁盘中调入内存的）。此时应将缺页的进程阻塞（调页完成唤醒），若内存中有空闲块，则分配一个块，将要调入的页装入该块，并修改页表的相应页表项，若此时内存中没有空闲块，则要淘汰某页（若被淘汰页在内存期间被修改过，则要将其写回外存）。
缺页中断作为中断，同样要经历诸如保护CPU环境，分析中断原因，转入缺页中断处理程序，恢复CPU环境等几个步骤。但与一般的中断相比，它有以下两个明显的区别：
在指令执行期间而非一条指令执行完后产生和处理中断信号，属于内部中断。
一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。
用简洁的话语来描述的话就是：缺页中断需要访问磁盘，而Cache缺失只需要访问主存即可。
（4）为什么Cache可以采用直写（write-through）策略，而修改页面内容时总是采用回写（write back）策略？直写的话cache中不会修改对应的内容，根据局部性原理，它有可能在接下来的操作中用到，这时再进行调入等操作比较麻烦。而回写法有助于在接下来的操作中使用到该内容。
标准答案：这里我把write-through，write-back和write-allocate，not-write-allocate弄混了。
因为采用直写策略时需要同时写快速存储器和慢速存储器，而写磁盘比写主存慢很多，所以在Cache-主存层次，Cache可以采用直写策略，而在主存-外存层次，修改页面内容时总是采用回写策略。
4
某进程调度程序采用基于优先数（priority）的调度策略。即选择优先数最小的进程运行，进程创建时由用户指定一个nice作为静态优先数。为了动态调整优先数，引入运行时间cpuTime和等待时间waitTime，初值均为0.进程处于执行态时，cpuTime定时加1，且waitTime置0；进程处于就绪态时，cpuTime置0，waitTime定时加1。
（1）若调度程序只将nice的值作为进程的优先数，即priority=nice，则可能会出现饥饿现象，为什么？
如果某些进程的nice值较大，就有可能一直得不到运行，也就进入了饥饿状态。
（2）使用nice，cpuTime和waitTime设计一种动态优先数计算方法，以避免产生饥饿现象，并说明waitTime的作用。
若要避免产生饥饿现象，就必须使那些nice值较大的进程也能得到运行。也就是说随着waitTime的不断增大，优先数应该逐渐变小，所以waitTime应该作为分母，以此来避免nice值较大的进程长期得不到运行。
（nice+cpuTime）/waitTime。
标准答案中给出了另一种计算方法，给了我一种新思路。即为：
priority=nice+k1cpuTime-k2waitTime;其中k1>0，k2>0，用来分别调整cpuTime和waitTime在priority中所占的比例。我以前一直以为可以用除法降低优先数，但这道题给了我一个新思路，减法也可以用来降低优先数。
5
某磁盘文件系统使用链接分配方式组织文件，簇大小为4KB。文件目录的每个目录项包括文件名和文件的第一个簇号，其他簇号存放在文件分配表FAT中。
（1）假定目录树如下图所示，各文件占用的簇号及顺序如下表所示，其中dir，dir1是目录，file1，file2是用户文件。请给出所有目录文件的内容。
dir中的内容是dir1，dir1中的内容是file1和file2。
看图看图还是看图，除了文件名还有簇号我怎么就把簇号给忘了呢？
文件名 簇号 文件名 簇号
dir1 48 file1 100
file2 200
记住一件事情，在有图的题中，不根据图来答题，死路一条
（2）若FAT的每个表项仅存放簇号，占2字节，则FAT的最大长度为多少字节？该文件系统支持的文件长度最大是多少？
这道题我没有思路，因此我翻阅了答案，以后要重点复习。
由于FAT的簇号最多为2个字节，即16比特，因此在FAT表中最多允许2^16（65536）个表项，一个FAT文件最多包含
2^16(65535)个簇，FAT的最大长度为
2^162B=128KB
文件的最大长度是2^164B=256MB。
（3）系统通过目录文件和FAT实现对文件的按名存取，说明file1的106，108两个簇号分别存放在FAT的哪个表项中。
什么叫按名存取？所谓的按名存取，就是在FAT的每个表项中存放下一个簇号。file1的簇号106存放在FAT的100号表项中，簇号108存放在FAT的106表项中。
（4）假设仅FAT和dir目录文件已读入内存，若需将文件dir/dir1/file1的第5000个字节读入内存，则要访问哪几个簇？
我们直到一个簇大小为4KB，就是4096字节，所以第5000个字节应该存放在file1的第2个簇中，也就是file1的第106号簇。
先在dir目录文件里找到dir1的簇号，然后读取48号簇，得到dir1目录文件，接着找到file1的第一个簇号，据此在FAT里查找file1的第5000个字节所在的簇号，最后访问磁盘中的该簇。因此，需要访问目录文件dir1所在的48号簇及文件file1的106号簇。
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