参考答案：D

参考答案：D

参考答案：B

解答：

单位换算

PFLOPS是Peta Floating-point Operations Per Second的缩写，表示每秒能够完成 10^15 次浮点数操作。

国际单位：参考2024年全国硕士研究生招生考试计算机学科专业基础考试大纲，408需要掌握 10^−12∼10^21 的表示。

中国单位：

93.0146P=93.0146×10^15≈9.3×10^16=9.3×10^8×10^8=9.3亿亿

本题选D。

解答：

已知x，y，z的机器数分别为FFFDH，FFDFH，7FFCH。

若x、y和z为无符号整数，则FFFDH>FFDFH>7FFCH，即x>y>z，A和B错误。

若x、y和z为带符号整数，则

方法一：转原码比较

[x]补=FFFDH=1111 1111 1111 1101B，[x]原=1000 0000 0000 0011B=-3<0。

[y]补=FFDFH=1111 1111 1101 1111B，[y]原=1000 0000 0010 0001B=-33<-3。

[z]补=7FFCH=0111 1111 1111 1100B>0。

推出y<x<0<z，所以y<x<z。

方法二：直接用补码进行比较

若两个带符号整数符号位相同，则两者中无符号整数越大的那个越大。

FFDFH和FFFDH最高位符号位为1，均为负数，显然有FFDFH<FFFDH。

7FFCH最高位符号位为0，为正数。

推出FFDFH<FFFDH<0<7FFCH，即y<x<0<z，所以y<x<z。

本题选D。

解答：

本题选A。

解答：

000000H~3FFFFFH共有3FFFFFH-000000H+1H=400000H= 2^22 个地址。计算机按字编址，字长为32位，RAM区大小为 2^22×32=2^27 bit，一个RAM芯片大小为512K×8= 2^22 bit，需要该RAM芯片数为 2^27bit/2^22bit=32 。

本题选C。

解答：

直接映射方式的格式为。

因为Cache数据区大小为32KB，主存块大小为32B= 2^5B，所以块内地址占低5位，Cache行数为32KB/32B= 2^10 ，行号占中间10位，主存地址为32位，主存字块标记占32-5-10=17位。每行还有有效位1位，采用回写（Write Back）策略，需要脏位1位，可能还有其他标记位，题目中没有给出相关信息。

每行标记位数（至少）=主存字块标记位数+有效位位数+脏位位数=(17+1+1)bit=19bit。

每行数据位数=32B=32×8bit=256bit。

Cache行的位数（至少）= 每行标记位数（至少）+ 每行数据位数 = 256bit + 19bit = 275bit。

本题选A。

解答：

Ⅰ. 指令寄存器 (Instruction Register, IR) 是一种用于存储当前正在执行的指令的存储器。它不是直接由汇编语言程序员可见的存储器。I错误。

Ⅱ. 微指令寄存器，它不是直接由汇编语言程序员可见的存储器。微指令寄存器是用于存储微指令的寄存器，微指令是一种更底层的指令，与硬件操作密切相关。汇编语言程序员主要工作在更高层次的指令级别，对于微指令寄存器的访问通常是由底层的系统软件或硬件自动完成的。II错误。

Ⅲ. 基址寄存器：基址寄存器 (Base Register, BR) 是一种用于存储内存引用基地址的寄存器。它通常用于计算基址偏移后地址。汇编语言程序员可以通过特定的指令操作基址寄存器，将特定的内存地址加载到基址寄存器中，以供后续的内存引用使用。III正确。

Ⅳ. 标志状态寄存器 (Program Status Word, PSW)是一种用于存储运算结果中的状态标志的寄存器。这些状态标志可能包括比较结果、进位标志、溢出标志等。汇编语言程序员可以访问标志状态寄存器，并根据其值控制程序的分支和执行路径。Ⅳ正确。

综上，汇编语言程序员可见的存储器为Ⅲ和Ⅳ。

本题选D。

解答：

数据通路是计算机系统中执行数据处理操作的组成部分，它包含了各种逻辑元件和寄存器以及它们之间的连线。数据通路负责执行指令中的算术、逻辑和数据传输操作。

数据通路中包含各种组合逻辑元件，如算术逻辑单元（ALU），用于执行算术和逻辑运算。ALU可以执行加法、减法、与、或等操作。A正确。

数据通路包含寄存器等时序逻辑（状态）元件：数据通路中还包含各种时序逻辑元件，如寄存器。寄存器用于存储数据和状态信息，例如程序计数器（PC）、通用寄存器等，它们在数据通路中起到存储和传递数据的作用。B正确。

数据通路中通常包含异常事件检测和响应的电路。例如，数据通路可能包括用于检测算术溢出的电路，或者用于响应中断信号的电路。这些电路用于检测和处理特殊的异常情况，并采取相应的措施或改变数据通路的行为。C错误。

数据通路中的数据流动路径是由控制信号进行控制的。控制信号由指令中的操作码以及其他控制逻辑产生，并被用于指导数据在数据通路中的流动路径，以确保正确的数据处理和操作执行。D正确。

本题选C。

解答：

总线是计算机系统中用于传输数据和控制信号的物理通道。它连接了各种计算机部件，如处理器、内存、输入输出设备等，允许它们之间进行数据的交换和通信。A正确。

同步总线使用时钟信号来同步数据传输。数据的传输和操作都在特定的时钟周期内进行，时钟信号的频率可以是系统的工作频率或其倍数。时钟信号的作用是保持各个部件之间的数据传输步调一致。B正确。

异步总线使用起始信号和停止信号来表示数据传输的开始和结束，而不是一次握手过程完成一位数据交换。数据传输的速率可以根据具体实现而有所不同。C错误。

在突发传送中，一次请求可以触发多个数据传输，提高了数据传输效率。突发传送是常见的总线操作方式，特别在高速和高带宽的系统中被广泛使用。D正确。

本题选C。

解答：

A不属于I/O接口。磁盘驱动器是用于读写磁盘上存储数据的设备。虽然它与I/O操作相关，但磁盘驱动器本身是存储设备。

B属于I/O接口。打印机适配器是一种用于连接计算机和打印机之间的接口。它负责转换计算机系统中的数据格式和打印机所需的格式，并管理数据的传输和控制打印机操作。

C属于I/O接口。网络控制器是用于连接计算机系统与计算机网络之间的接口。它负责协调和管理数据在计算机和网络之间的传输，执行网络协议和管理网络连接。

D属于I/O接口。可编程中断控制器是计算机系统中的一种设备，用于管理和处理系统中的中断信号。它负责识别中断来源、优先级和中断处理程序的分发。

本题选A。

解答：

方法一：选项分析

系统调用是用户程序请求操作系统提供某些特定功能或服务的一种机制。系统调用完成后，会返回到下一条指令继续执行。A错误。

页缺失指的是在虚拟内存管理中，当程序访问的页面不在主存中时发生的事件。当发生页缺失时，当前指令会被暂停执行，并触发缺页中断。操作系统会根据缺页中断处理程序进行页面调度和加载，处理完成后，必须回到当前指令重新执行。B正确。

当DMA传送结束时，一般会产生一个中断信号来通知CPU来进行后处理。中断处理程序会执行相应的操作，完成后返回到下一条指令继续执行。C错误。

打印机缺纸事件是指打印任务进行中，打印机的纸张用尽的情况。在这种情况下，打印操作会被暂停，并触发适当的处理程序来处理缺纸事件。处理程序执行后，通常不需要回到当前指令重新执行，而是可以继续执行下一条指令或其他任务。D错误。

本题选B。

方法二：异常分类

外部异常（外中断）指来自CPU执行指令外部的事件，一般是指由计算机外设发出的中断请求。如设备发出的I/O结束中断、时钟中断。

内部异常（内中断）指来自CPU执行指令内部的事件，可分为故障 (fault)、自陷 (trap) 和终止 (abort)。

故障通常是由指令执行引起的异常，如非法操作码、缺页故障、除数为0、运算溢出等。

自陷是一种为预先安排的事件，为自愿中断，用于在用户态下调用操作系统内核程序，如条件陷阱指令。

终止时指出现了CPU无法继续执行的硬件故障，如控制器出错、存储器校验错误。

系统调用属于自陷，返回到下一条指令继续执行。A错误。

页缺失属于故障，会返回到当前指令重新执行。B正确。

DMA传送结束设备接口会向CPU发送DMA结束信号，交还总线控制权，属于外部异常，返回到下一条指令继续执行。C错误。

打印机缺纸属于外部异常，返回到下一条指令继续执行。D错误。

本题选B。

tips：中断和异常的定义有很多版本，考试时以题目的定义为准。

解答：

无论在内核态还是用户态，CPU都能检测和响应中断。A错误。

本题选A。

答案：B
解析：在内核态下，CPU可执行任何指令，在用户态下CPU只能执行非特权指令，而特权指令只能在内核态下执行。常见的特权指令有:
①有关对I/O设备操作的指令；
②有关访问程序状态的指令；
③存取特殊寄存器指令；
④其他指令。
A、C和D都是提供给用户使用的指令，可以在用户态执行，只是可能会使CPU从用户态切换到内核态。 

答案：B

解析：操作系统感知进程的唯一方式是通过进程控制块PCB,所以创建一个新进程时就是为其申请一个空白的进程控制块，并初始化一些必要的进程信息，如初始化进程标志信息、初始化处理机状态信息、设置进程优先级等。I、II 正确。创建一个进程时，一般会为其分配除CPU外的大多数资源，所以一般是将其设置为就绪态，让其等待调度程序的调度。

答案：C

解析：在分时系统的时间片轮转调度中，当系统检测到时钟中断时，会引出时钟中断处理程序，调度程序从就绪队列中选择一个进程为 其分配时间片，并修改该进程的进程控制块中的进程状态等信息，同时将时间片用完的进程放入就绪队列或让其结束运行。I、II、 III 正确。阻塞队列中的进程只有被唤醒进入就绪队列后，才能参与调度，所以该调度过程不使用阻塞队列。

答案：C
解析：最短寻道时间优先算法总是选择调度与当前磁头所在磁道距离最近的磁道。可以得出访问序列184, 182, 187, 176, 199,从而求出移动距离之和是0+2+5+11+23=41。

答案：D

解析：在时间片调度算法中，中断处理结束后，系统检测当前进程的时间片是否用完,如果用完，则将其设为就绪态或让其结束运行，若就绪队列不空，则调度就绪队列的队首进程执行，I可能。

当前进程阻塞时，将其放入阻塞队列，若就绪队列不空，则调度新进程执行，II可能。

进程执行结束会导致当前进程释放CPU,并从就绪队列中选择一个进程获得CPU, III可能。

进程时间片用完，会导致当前进程让出CPU,同时选择就绪队列的队首进程获得CPU，IV可能。

答案：C

解析：页面大小为4KB，低12位是页内偏移。虚拟地址为02A01H，页号为02H, 02H页对应的页表项中存在位为0,进程P分配的页框固定为2，且内存中已有两个页面存在。根据CLOCK算法，选择将3号页换出，将2号页放入60H页框，经过地址变换后得到的物理地址是60A01H。

答案：B
解析：在多级页表中，页表基址寄存器存放的是顶级页表的起始物理地址，故存放的是一级页表的起始物理地址。

答案：A

解析：删除一个文件时，会根据文件控制块回收相应的磁盘空间，将文件控制块回收，并删除目录中对应的目录项。B、C、D正确。快捷方式属于文件共享中的软连接，本质上是创建了一个链接文件， 其中存放的是访问该文件的路径，删除文件并不会导致文件的快捷方式被删除，正如在Windows上删除一个程序后， 其快捷方式可能仍存在于桌面，但已无法打开。

答案：C
解析：考虑极端情况，当临界资源数为n时，每个进程都拥有1个临界资源并等待另一个资源，会发生死锁。当临界资源数为n+1时，则n个进程中至少有一个进程可以获得2个临界资源，顺利运行完后释放自己的临界资源，使得其他进程也能顺利运行，不会产生死锁。

答案：C

解析：系统调用是由用户进程发起的，请求操作系统的服务。

A，当内存中的空闲页框不够时，操作系统会将某些页面调出,并将要访问的页面调入，这个过程完全由操作系统完成，不涉及系统调用。

B,进程调度完全由操作系统完成，无法通过系统调用完成。

C,创建新进程可以通过系统调用来完成，如Linux中通过fork 系统调用来创建子进程。

D,生成随机数只需要普通的函数调用，不涉及请求操作系统的服务，如C语言中random()函数。

解答：

本题提到了EL路径，即欧拉路径。EL正是大名鼎鼎的欧拉(Euler)的缩写。

欧拉路径(Euler path)：如果图G中的一个路径包括每个边恰好一次，则该路径称为欧拉路径。

欧拉路径问题简称“一笔画”问题，这个问题我们小学二年级就应该学过，我还记得当时有个著名的七桥问题。

题目中给的是无向图，那么如何判断一个无向图能不能一笔画呢？有下面定理：

无向图存在欧拉路径的充要条件：度为奇数的点的数量为0个或2个。

当然，你完全可以不知道这些，因为题目条件已经毫无保留的告诉你了：“当G中度为奇数的顶点个数为不大于2的偶数时”。不就是无向图存在欧拉路径的充要条件吗？

⑴ 这样思路就有了：

• 第一步：统计所有点的度。
• 第二步：统计所有点中度为奇数的点的个数。
• 第三步：检查度为奇数的点个数是否为0或者2。

这道题称为408史上最简单算法题毫不过分，只因为第一次考图就离谱的送分，一送还送15分，但我估计要送就送这么一次，以后的考生就没这么好运了。

同学们可以用下面几张图玩一下一笔画。

⑵ 根据上述思路，C代码如下（含测试用例）：

#include <stdio.h>
#include <string.h>
#define MAXV 11

typedef struct {                    // 图的定义
    int numVertices, numEdges;      // 图中实际的顶点数和边数
    char VerticesList[MAXV];        // 顶点表，MAXV为已定义常量
    int Edge[MAXV][MAXV];           // 邻接矩阵
}MGraph;

int IsExistEL(MGraph G) {
    int degrees[G.numVertices];
    memset(degrees, 0, sizeof(degrees));
    // 遍历无向图统计所有点的度
    for (int i = 0; i < G.numVertices; i++) {
        for (int j = 0; j < G.numVertices; j++) {
            degrees[i] += G.Edge[i][j];
        }
    }
    int count = 0;
    // 遍历degrees数组统计度为奇数的点的个数
    for (int i = 0; i < G.numVertices; i++) {
        if (degrees[i] % 2 != 0) {
            count++;
        }
    }
    // 检查度为奇数的点个数是否为0或者2
    if (count == 0 || count == 2) {
        return 1;  // 存在EL路径
    } else {
        return 0;  // 不存在EL路径
    }
}

int main() {
    // 以图(a)为例
    MGraph G;
    G.numEdges = 6;
    G.numVertices = 5;
    memset(G.VerticesList, 0, sizeof(G.numVertices));
    char V[5] = {'a', 'b', 'c', 'd', 'e'};
    for (int i = 0; i < G.numVertices; i++) {
        G.VerticesList[i] = V[i];
    }
    memset(G.Edge, 0, sizeof(G.numVertices));
    int M[5][5] = {{0, 1, 0, 0, 1}, {1, 0, 1, 1, 0}, {0, 1, 0, 1, 0}, {0, 1, 1, 0, 1}, {1, 0, 0, 1, 0}};
    for (int i = 0; i < G.numVertices; i++) {
        for (int j = 0; j < G.numVertices; j++) {
            G.Edge[i][j] = M[i][j];
        }
    }
    if (IsExistEL(G)) {
        printf("There is a Euler path. ");
    } else {
        printf("There is no Euler path. ");
    }
    return 0;
}

复杂度分析

• 时间复杂度： O(n^2) ，其中 n 为图中点个数。因为需要遍历整个邻接矩阵，所以为 O(n^2) 。
• 空间复杂度： O(n) ，开辟了 O(n) 大小的辅助数组。

如果到这里就结束了，这道题也太简单了吧，明显需要进行优化。时间复杂度无法优化，我们考虑优化空间复杂度，去掉辅助数组，边遍历边统计。修改后C代码如下（含测试用例）：

#include <stdio.h>
#include <string.h>
#define MAXV 11

typedef struct {                    // 图的定义
    int numVertices, numEdges;      // 图中实际的顶点数和边数
    char VerticesList[MAXV];        // 顶点表，MAXV为已定义常量
    int Edge[MAXV][MAXV];           // 邻接矩阵
}MGraph;

int IsExistEL(MGraph G) {
    int degree = 0;
    int count = 0;
    // 遍历无向图统计所有点的度
    for (int i = 0; i < G.numVertices; i++) {
        degree = 0; // 重置
        // 计算点i的度
        for (int j = 0; j < G.numVertices; j++) {
            degree += G.Edge[i][j];
        }
        // 检查点i的度是否为奇数
        if (degree % 2 != 0) {
            count++;
        }
    }
    // 检查度为奇数的点个数是否为0或者2
    if (count == 0 || count == 2) {
        return 1;  // 存在EL路径
    } else {
        return 0;  // 不存在EL路径
    }
}

int main() {
    // 以图(a)为例
    MGraph G;
    G.numEdges = 6;
    G.numVertices = 5;
    memset(G.VerticesList, 0, sizeof(G.numVertices));
    char V[5] = {'a', 'b', 'c', 'd', 'e'};
    for (int i = 0; i < G.numVertices; i++) {
        G.VerticesList[i] = V[i];
    }
    memset(G.Edge, 0, sizeof(G.numVertices));
    int M[5][5] = {{0, 1, 0, 0, 1}, {1, 0, 1, 1, 0}, {0, 1, 0, 1, 0}, {0, 1, 1, 0, 1}, {1, 0, 0, 1, 0}};
    for (int i = 0; i < G.numVertices; i++) {
        for (int j = 0; j < G.numVertices; j++) {
            G.Edge[i][j] = M[i][j];
        }
    }
    if (IsExistEL(G)) {
        printf("There is a Euler path. ");
    } else {
        printf("There is no Euler path. ");
    }
    return 0;
}

复杂度分析

• 时间复杂度： O(n^2) ，其中 n 为图中点个数。因为需要遍历整个邻接矩阵，所以为 O(n^2) 。
• 空间复杂度： O(1) ，使用了常数个临时变量。

解答：

⑴ 为了区分两个25不同，将后一个25标粗，int a[] = {25, -10, 25, 10, 11, 19}。这道题的思想不复杂，采用了计数排序思想，简单描述就是要count数组用于计算数组中有几个元素小于当前元素，比这个元素小的元素越多，这个元素权重越大，这个元素最终也越靠后，然后就能以此为依据进行排序。我们很容易计算出count[] = {5, 0, 4, 1, 2, 3}，可得：

b = {-10, 10, 11, 19, 25, 25}。

⑵ 由for循环代码可知，每个元素需要和它后面的元素都比较一次，得到 (n−1)+(n−2)+⋯+1=n(n−1)/2 。

⑶ 很显然，这个算法不稳定，观察代码：

            if (a[i] < a[j]) count[j]++; 
            else count[i]++;

本质就是：

            if (a[i] < a[j]) count[j]++; 
            else if (a[i] >= a[j]) count[i]++;

调整前后相同元素的权重，给后面的元素权重大一点，移动下等于情况就行，即：

            if (a[i] <= a[j]) count[j]++; 
            else if (a[i] > a[j]) count[i]++;

简化为：

            if (a[i] <= a[j]) count[j]++; 
            else count[i]++;

所以只需要修改第6行代码为：

            if (a[i] <= a[j]) count[j]++; 

这样就能解决问题。

tips：这种题如果上来没看出门道，按照代码执行顺序模拟一遍就能看出题目想表达的意思了，考场上要做到沉着冷静。

(1) 第一问。ALU的宽度为16位。ALU的宽度是指它能够处理的位数。一般等于字长，因为计算机M字长为16位，所以ALU的宽度为16位。

第二问。可寻址主存空间大小为 2^20 字节（或1MB）。地址线20位，可表示地址数为 2^20 ，计算机按字节编址，所以主存空间大小为 2^20×1B=2^20B=1MB 。

第三问。指令寄存器、主存地址寄存器（MAR）和主存数据寄存器（MDR）各有16位、20位和8位。指令寄存器用于存储指令，指令字长16位。主存地址寄存器（MAR）位数等于地址线位数，地址线为20位，所以MAR有16位。主存数据寄存器（MDR）位数等于数据线位数，数据线为8位，所以MDR有8位。

(2) 第一问。R型格式最多有16种操作。R型格式操作码op1占4位，最多有 2^4=16 种操作。

第二问。I型和J型格式总共最多有63种操作。I型格式操作码op2和J型格式操作码op3都占高6位，但其中00000操作码已经被R型占用，所以I型和J型格式总共最多有 2^6−1=63 63种操作。

第三问。通月寄存器最多有4个。rs、rt和rd为通用寄存器编号，都占2位，所以通月寄存器最多有 2^2=4 个。

(3) 指令01B2H = 0000 0001 1011 0010B，高6位为000000，为R型格式指令，所以  ，表示R[rd] ← R[rs] op1 R[rt]，op1=0010表示带符号整数减法指令，rs为1号寄存器，内容为B052H，rt为2号寄存器，内容为0008H，rd为3号寄存器，内容为0020H，即其功能为 R[3]←R[1]-R[2]。执行指令01B2H后，R[3]=B052H-0008H=B04AH，被减数B052H和减数0008H均视为无符号数，显然B052H够减0008H，该减法没有发生借位，结果不溢出。

指令01B3H = 0000 0001 1010 1011B，为R型格式指令，所以  ，表示R[rd] ← R[rs] op1 R[rt]，op1=0011表示带符号整数乘法指令，rs为1号寄存器，内容为B052H，rt为2号寄存器，内容为0008H，rd为3号寄存器，内容为0020H，即其功能为 R[3]←R[1]×R[2]。执行指令01B3H后，R[3]=B052H×0008H。关于该乘法的计算，有如下两种方法：

方法一：十进制乘法

将二进制乘法转化为十进制乘法计算，R[3]=B052H×0008H=-20398×8=-163184，16位有符号整型的表示范围为-32768~32767，-163184超出其表示范围，结果溢出。

方法二：补码一位乘法（Booth乘法）

带符号整数乘使用的是补码一位乘法（Booth乘法）。Booth乘法对乘数从低位开始判断，根据两个数据位的情况决定进行加法、减法还是仅仅移位操作。判断的两个数据位为当前位及其右边的位（初始时需要增加一个辅助位0），移位操作是向右移动。其中Booth算法在操作时，需要遵循一个操作表：

具体步骤如下：

1. 被乘数X与乘数Y均以补码的形式参加乘法运算，运算结果是积的补码。
2. 部分积和被乘数X采用双符号位，乘数Y采用单符号位。
3. 初始部分积为0。运算前，在乘数Y的补码末位添加一位附加位 Yn+1 ，初始值为0。
4. 根据 YnYn+1 的值，按照上表进行累加右移操作，右移时遵循补码的移位规则。
5. 累加n+1次，右移n次，最后一次不右移。

模拟上述过程得到R[3] = B052H×0008H = 1111 1111 1111 1101 1000 0010 1001 0000B，因为寄存器只能存储16位有符号整型，所以低15位为数值位，高17位为符号位和符号扩展位，高17位非全1，结果溢出。

方法三：用算术左移运算模拟乘法运算

R[3]=B052H×0008H中乘数0008H= 2^3 ，经过编译器优化后，乘法运算可以转化为算术左移运算，这里在单符号位基础上扩展16位符号扩展位，用<<表示左移运算，则 R[3] = B052H×0008H = B052H<<3 = 1011 0000 0101 0010B<<3 = 1111 1111 1111 1111 1011 0000 0101 0010B<<3 = 1111 1111 1111 1101 1000 0010 1001 0000B，因为寄存器只能存储16位有符号整型，所以低15位为数值位，高17位为双符号位和符号扩展位，高17位非全1，结果溢出。

(4) 因为imm（偏移量）为带符号整数，所以应对 imm 进行符号扩展。

(5) 无条件转移指令可以采用J型格式。因为J型格式功能为target→PC的低10位，无条件转移指令需要更新PC内容，把target送到PC的低10位后，PC内容为目标指令地址。

解答：

(1) 虚拟地址格式为 。因为计算机按字节编址，页大小为4KB= 2^12B，所以虚拟地址低12位表示页内地址，高30-12=18 位表示虚页号。

(2) 因为TLB采用2路组相联方式，共 8=2^3 组，  ，所以虚拟地址（或虚页号）中高18-3=15位为TLB标记，虚拟地址中随后3位（或虚页号中低3位）为TLB组号。

(3) 虚页号4对应的TLB表项被替换。

首先计算各个虚页号被映射到的组号，

可以用十进制计算，因为虚页号与TLB组号的映射关系为：TLB 组号 = 虚页号 mod TLB组数 = 虚页号 mod 8，因此，虚页号10、12、16、7、26、4、12、20映射到的 TLB 组号依次为 2、4、0、7、2、4、4、4。

也可以用二进制计算，

TLB采用2路组相联方式，从上述映射到的 TLB 组号序列可以看出，只有映射到组4的虚页号数量大于2，相应虚页号依次是12、4、12 和 20。

根据LRU替换策略，模拟组4的访问过程：

当访问第 20 页时，虚页号4对应的TLB表项被替换出来。命中次数为1。

(4) 虚拟地址位数增加到32位时，页大小不变，虚拟地址中页内地址位数不变，虚页号增加了32-30=2位，因此每个TLB表项的位数增加2位。

解答：

(1) 因为信号量S是能够被多个进程共享的遍历，多个进程都可以通过wait()和signal()对S进行读、写操作。所以，在wait()和signal()操作中对S的访问必须是互斥的。

(2) 方法1是错误的。在wait()中，当S<=0时，关中断后，其他进程无法修改S的值，while语句陷人死循环。方法2是正确的。

(3) 用户程序不能使用开/关中断指令实现临界区互斥。因为开中断和关中断指令都是特权指令。

解答：

(1) 系统启动过程中执行步骤如下：

1. ROM中的引导程序执行：计算机打开时，会首先执行ROM中的引导程序，它通常称为BIOS（基本输入/输出系统）或UEFI固件。这个引导程序负责进行基本的硬件初始化和自检，并加载磁盘引导程序。
2. 磁盘引导程序执行：ROM中的引导程序将控制权传递给硬盘的第一个扇区，也就是主引导记录。磁盘引导程序解析分区表，选择要引导的分区，然后将控制权传递给选定分区的分区引导程序。
3. 分区引导程序执行：分区引导程序位于被选定的分区的第一个扇区，它负责完成该分区的引导过程。分区引导程序会加载并执行操作系统的初始化程序。
4. 操作系统的初始化程序执行：操作系统的初始化程序负责进一步初始化和配置系统，加载核心操作系统的组件并启动操作系统的运行。

综上，执行顺序依次是 ROM中的引导程序、磁盘引导程序、分区引导程序、操作系统的初始化程序。

(2) 把硬盘制作为启动盘的执行步骤如下：

1. 磁盘的物理格式化：这个步骤是在磁盘制造阶段完成的，它将磁盘划分为扇区、磁道和柱面，并建立扇区标识和校验等必要的数据结构。
2. 对磁盘进行分区：在硬盘制作为启动盘之前，需要将磁盘划分为若干个分区。分区操作通常由磁盘分区工具完成，例如fdisk、diskpart等。根据需求和设计，确定分区的类型、大小和位置等参数。
3. 逻辑格式化：对每个分区进行逻辑格式化，也称为文件系统格式化。逻辑格式化由操作系统的工具完成，例如Windows的格式化工具或Linux的mkfs命令。它会在每个分区的首扇区建立文件系统的元数据结构，并为文件系统准备存储空间。
4. 操作系统的安装：通过操作系统的安装程序，将操作系统的文件复制到相应的分区中。安装程序通常会对文件进行拷贝、配置和初始化等操作，以便正确安装操作系统。

综上，4个操作的执行顺序依次是磁盘的物理格式化、对磁盘进行分区、逻辑格式化、操作系统的安装。

(3) 磁盘扇区的划分是在磁盘的物理格式化操作中完成的。文件系统根目录的建立是在逻辑格式化操作中完成的。