Exercícios de Exame

A saída é 1 -1.

O fork() cria um processo filho e cada processo passa a ter a sua própria cópia da variável global. O filho executa o ramo pid == 0 e coloca a sua cópia a 1; o pai espera com wait(NULL) e depois coloca a sua cópia a -1. Como o wait() garante que o filho termina antes de o pai continuar, a saída é primeiro 1 (filho) e depois -1 (pai).

• -1 1. A ordem estaría invertida; o wait() garante que o filho imprime primeiro.
• 0 0. Após o fork, cada processo tem a sua própria cópia de global.
• 1 -1. O filho incrementa a sua cópia (fica 1) e o pai, após esperar, decrementa a sua (fica -1).

São impressas 8 vezes.

Cada chamada a fork() duplica o número de processos em execução. Começando com 1 processo, após 3 iterações há $2^3 = 8$ processos, e cada um executa o printf, pelo que Hello aparece 8 vezes.

Não é possível afirmar com certeza qual dos dois processos começa a executar primeiro.

O fork() gera um novo processo que continua a execução do programa a partir da invocação desse comando. Passam a existir dois processos (pai e filho) e o sistema operativo escalona ambos; quem executa primeiro varia, pelo que não se pode afirmar com certeza.

• Não, pois o processo pai é sempre o primeiro a executar.. O escalonador decide; não há garantia de que o pai seja o primeiro.
• Sim, se for escolhida a opção certa para o fork().. O fork() não tem opções que controlem quem executa primeiro.
• Não é possível afirmar isso com certeza.. Após o fork() existem dois processos em execução e não se pode saber qual deles o escalonador despacha primeiro.

init(sem2, 0); init(sem3, 0); init(semX, 1); init(sem1, 0);

// T1:  while (1) { f1(); signal(sem2); signal(sem3); wait(sem1); wait(sem1); }
// T2:  while (1) { wait(sem2); wait(semX); f2(); signal(semX); signal(sem1); }
// T3:  while (1) { wait(sem3); wait(semX); f3(); signal(semX); signal(sem1); }

O semáforo semX (valor inicial 1) garante que f2() e f3() nunca correm em simultâneo. Os semáforos sem2 e sem3 (valor inicial 0) libertam respetivamente T2 e T3 depois de f1(); o semáforo sem1 (valor inicial 0) conta as tarefas concluídas e só deixa T1 avançar para a ronda seguinte depois de receber dois signal(sem1).

O valor inicial de um semáforo indica quantos recursos estão disponíveis (ou quantos sinalizações podem ser consumidas de imediato). Um valor negativo não corresponde a nenhum recurso existente, pelo que não faz sentido e quebra o invariante de que o semáforo não pode ficar negativo durante a execução.

Num semáforo de contagem, wait() bloqueia quando o contador é zero e signal() incrementa. Se o semáforo começasse negativo, a primeira operação wait() ainda o decrementaria e o número de sinais consumidos deixaria de corresponder a recursos existentes, tornando o controlo de sincronização incorreto.

Sim, a variável de condição deve ser sempre usada em associação com um mutex.

A variável de condição não tem estado próprio: é preciso um mutex para garantir acesso exclusivo à variável de condição, permitindo testar a condição e chamar pthread_cond_wait() de forma atómica, de modo a não perder sinalizações entre o teste e a espera.

• Não, tal não é necessário, pois a variável de condição é suficiente.. Sem mutex, o teste da condição e a espera não são atómicos, dando origem a corridas.
• Talvez, se não se puder usar outro tipo de semáforo.. Não se trata de uma alternativa opcional; o mutex é obrigatório.
• Sim, para garantir o acesso exclusivo à zona onde se vai usar a variável de condição.. O mutex protege a condição entre o teste e o wait, evitando sinais perdidos.

T1: lock(m1); lock(m2); work(R1,R2); unlock(m2); unlock(m1); T2: lock(m1); lock(m2); lock(m3); work(R1,R2,R3); unlock(m3); unlock(m2); unlock(m1); T3: lock(m2); lock(m3); work(R2,R3); unlock(m3); unlock(m2);

Um encravamento exige espera circular, que se evita se todos os processos adquirirem os recursos segundo uma mesma ordem global. Aqui a ordem global m1 → m2 → m3 funciona: T1 usa (m1, m2), T2 usa (m1, m2, m3) e T3 usa (m2, m3), todas por ordem crescente, pelo que nenhum ciclo de espera se pode formar.

Ordenar os recursos e requisitá-los sempre pela mesma ordem (por exemplo, por ordem crescente do seu identificador).

Uma das quatro condições necessárias para um deadlock é a espera circular. Se todos os processos requisitarem os recursos segundo uma ordem global fixa, essa espera circular nunca pode surgir, eliminando assim a possibilidade de encravamento.

São geradas 14 faltas de página.

Com 4 quadros e LRU, cada referência a uma página fora dos quadros causa falta e expulsa a página usada há mais tempo. Percorrendo a sequência, as faltas dão-se nas referências 1, 2, 3, 4, 5, 6, 1, 2, 4, 6, 1, 5, 2 e 4, num total de 14 faltas (as restantes 6 referências são acertos).

Foi utilizado o método melhor a servir (best fit).

Com best fit: o pedido de 10 KiB escolhe o espaço de 10 KiB (ajuste exato); o de 12 KiB escolhe o de 18 KiB, sobrando 6 KiB; o de 9 KiB escolhe o de 9 KiB (ajuste exato). Restam então os espaços 4 KiB, 20 KiB, 6 KiB e 7 KiB, exatamente os indicados.

• Primeiro a servir (first fit). Com first fit, o pedido de 10 KiB ocuparia o primeiro espaço de 10 KiB e o de 12 KiB o de 20 KiB, deixando outros restos.
• Melhor a servir (best fit). O pedido de 10 KiB usa o espaço exato de 10 KiB, o de 12 KiB usa o de 18 KiB (deixando 6 KiB) e o de 9 KiB usa o exato de 9 KiB, quedando 4, 20, 6 e 7 KiB.
• Pior a servir (worst fit). Com worst fit, o pedido de 10 KiB ocuparia o maior espaço (20 KiB), o que não aconteceu.

A tabela de páginas tem $2^{18} = 262144$ elementos.

Uma página de 16 KiB = $2^{14}$ bytes precisa de 14 bits para o deslocamento dentro da página. Dos 32 bits do endereço lógico, os restantes $32 - 14 = 18$ bits identificam a página, pelo que a tabela de páginas tem $2^{18} = 262144$ entradas.

Ambos facilitam a troca de página quando já não há quadros disponíveis: o bit de referência permite saber quais as páginas que não foram acedidas recentemente (as menos recentemente usadas devem ser as primeiras a ser substituídas, como no LRU), e o bit de modificação permite saber quais não foram alteradas desde que foram carregadas, que são substituídas primeiro porque dispensam a escrita no disco.

Na altura de libertar um quadro, o sistema operativo precisa de escolher a vítima. O bit de referência alimenta as aproximações do LRU (páginas não referenciadas recentemente são boas candidatas) e o bit de modificação evita o custo de escrever páginas limpas de volta ao disco, que é o que torna a substituição de páginas modificadas mais cara.

Aparece Hello World..

A chamada sigaction(SIGUSR1, ...) instala o handler para o SIGUSR1. Quando o sinal chega, o handler imprime Hello ; depois o pause() é interrompido e a execução continua, imprimindo World..

• Hello World.. O handler de SIGUSR1 imprime "Hello " e, ao regressar, o pause() é interrompido e imprime "World.".
• World. Hello. A ordem estaría invertida; o handler corre durante o pause().
• World.. Falta a saída do handler, que é invocado pelo sinal.

Na implementação 1, o popen() cria um pipe entre o client e o processo md5sum; o client lê o resultado desse pipe e só depois o escreve no FIFO. Na implementação 2, o processo client é substituído pelo md5sum (execlp) e, como a saída padrão foi redirecionada para o FIFO com dup2(), o md5sum escreve diretamente no FIFO, sem cópias intermédias.

Ambas enviam o resumo para o servidor, mas a segunda evita o pipe adicional e a cópia de dados: o descritor do FIFO passa a ser a saída padrão do próprio md5sum, que escreve a mensagem diretamente no canal.

O i-node contém os atributos do ficheiro e os endereços (apontadores) que conduzem aos blocos de dados, não os blocos em si.

Em sistemas de ficheiros do tipo Unix, cada i-node guarda os metadados do ficheiro (tipo, permissões, datas, tamanho) e uma lista de apontadores para os blocos de disco onde os dados residem, incluindo esquema de indireção para ficheiros grandes. O nome do ficheiro fica nas entradas dos diretórios.

• Sim, o i-node contém o nome do ficheiro, a data da sua criação, os seus blocos de dados, etc.. O nome do ficheiro está na entrada de diretório, não no i-node.
• Só será assim se o ficheiro for pequeno; se for grande, o i-node não tem blocos de dados.. O tamanho do ficheiro não muda o que o i-node armazena.
• Não, o i-node além dos atributos só tem endereços que conduzem aos blocos de dados.. O i-node guarda os atributos e os apontadores para os blocos (diretos, indiretos), não os dados em si.

O i-node combina um pequeno número de apontadores diretos com apontadores indiretos de um, dois e três níveis: cada nível aponta para um bloco de apontadores, que por sua vez aponta para blocos de dados (ou para outro nível de apontadores). Assim, ficheiros pequenos usam apenas os diretos e ficheiros muito grandes são cobertos pelos níveis de indireção. O custo é que, num ficheiro muito grande, seguir a cadeia de indireção exige vários acessos a disco adicionais antes de chegar aos dados.

Sem indireção, um i-node com apontadores diretos limitaria o tamanho máximo do ficheiro. Com indireção simples, dupla e tripla, o número de blocos endereçáveis cresce exponencialmente com o número de níveis, permitindo chegar a TiB, à custa de alguma profundidade de pesquisa em disco para ficheiros grandes.