这段代码的功能是:把q指向的节点插入到h的后面。所以，选项D是正确的。
这段代码的解析如下:
1. q=p->next ; q指向p的下一个节点。
2. p->next=q->next ; p跳过q，直接指向q的下一个节点。
3. q->next = h->next; q的下一个节点设置为h 的下一个节点。
4. h->next = q; h的下一个节点设置为q。
所以，这段代码的功能是把q(原本是p的下一个节点〉移动到链表的第二个位置〈即h的下一个节点)。
答案是D选项:把q指向的节点插入到h的后面。这是因为执行代码后，q(原本是p的下一个节点)被移动到了链表的第二个位置(即h的下一个节点)。

将中缀表达式x+y*(z-u)/v转换为后缀表达式的过程如下:
1，扫描整个中缀表达式。
2．如果遇到操作数（这里是x, y，z，u, v)，则直接输出（添加到后缀表达式中)。
3，知果遇到运算符(这里是+，*，-，/)，则查看操作符栈顶的元素，如果栈顶运算符的优先级高于或等于当前运算符，则弹出栈顶运算符并输出，然后将当前运算符压入栈中。如果栈顶运算符的优先级低于当前运算符，或者栈为空，则直接将当前运算符压入栈中。
4，如果遇到左括号(这里是"(")，则直接压栈中。
5．如果遇到右括号（这里是")")，则依次弹出并输出栈顶的运算符，直到遇到左括号为止，然后弹出左括号（但不输出
6.  重复步骤2-5，直到中缀表达式的所有字符都被扫描完。
7．如果操作符栈中还有元素，则依次弹出并输出。
对于给定的表达式x+y*(z-u)/v，其等价的后缀表达式按照运算的优先级顺序(括号，乘法和除法，加法和减法）来确定，所以，我们首先得到z和u的差zu-，然后将其与y相乘得到yzu-*，然后除以v得到yzu-*v/，最后加上x 得到xyzu-*v/+

解法1
在二叉树的中序遍历中，节点的顺序是“左孩子-父节点-右孩子""。所以，对于给定的中序遍历...p，v，q...，我们可以得出以下结论:
p是v的左孩子，因为p在v之前。
q是v的右孩子，因为q在v之后。
因此,p没有右孩子，q没有左孩子。所以,在确答案是选项A: p没有右孩子，q没有左孩子。这是因为在中序遍历中，如果一个节点后面紧跟着另一个节点，那么第一个节点就没有右孩子，第二个节点就没有左孩子。所以，根据给定的中序遍历...p，v，q...、我们可以得出p没有右孩子，q没有左孩子。因此，选项A是正确的。

解法2。构造特殊的二叉树:
A. p没有右孩子，q没有左孩子逾历结果为p v q

B. p没有右孩子，q有左孩子，遍历结果为p v 1 q，所以错误

C. p有右孩子，q没有左孩子，追历结果为p 1 v q，所以错误

D. p有右孩子，q有左孩子，遍历结果为p 1 v 2 q，所以错误

答案解析

根据邻接多重表画出图为

所以顶点B、D的度为3,2

答案解析

折半查找(也称为二分查找)是一种在有序数组中查找特定元素的搜索算法。
查找过程从数组的中间元素开始，如果中间元素正好是要查找的元素，则搜索过程结束:如果某一部分确定不包含该元素，则不需要再对其进行搜索，直接在另一部分进行查找。
根据这个定义，我们可以看出以下几点
- 折半查找需要随机访问元素,因此它适用于数组和静态链表,但不适用于链表，因为链表不支持高效的随机访问
- 折半查找需要在有序的数据结构中进行，因此它不适用于无序的数组或链表。所以，不适合直接使用折半查找的是:
I，有序链表:因为链表不支持高效的随机访问。
II.无序数组:因为折半查找需要在有序的数据结构中进行。
III．有序静态链表、虽然静态链表支持随机访问，但是在实际应用中，静态链表的使用并不广泛,因此在大多数情况下,我们不会在静态链表上使用折学查找,
IV，无序静态值表:因为折半查找需要在有序的数据结构中进行。
因此，正确答案是D:I、II、III、IV.

快速排序算法的基本思想是。通过一趟排序将待排记录分割成独立的两部分,其中一部分记录的关键字均比另一部分的关键字小.然后分别对这两部分继续进行排序，以达到整个序列有序的目标。

在这个问题中，我们在第一趟排序后，将数组M除枢轴外的N-1个元素划分为均不空的P和Q两块。对于这种情况,我们可以得出以下结论:
A、P与Q块间有序;这是正确的。在快速排序中，我们选择一个枢轴，然后将所有小于枢轴的元素放在枢轴的左边(即Р块)，将所有大于枢轴的元素放在枢轴的右边（即Q块）。因此。Р块中的所有元素都小于Q块中的所有元素，所以P与Q块间是有序的。
B、P与均块内有序:这是错误的。在快速排序的一趟排序过程中，我们只是根据是否小于或大于枢轴来划分元素,而并没有对Р块或Q块内的元素进行排序。因此，虽然Р块和Q块间有序，但Р块和Q块内部可能是无序的。
C、P和Q的元素个数大致相等:这是错误的。在快速排尽中，P块和Q块的元素个数取决于选取的枢轴。如果枢轴恰好是中位数，那么Р块和Q块的元素个数会大致相等。但如果枢轴偏离中位数。那么Р块和Q块的元素个数可能会有很大的不同.
D、Р和Q中均不存在相等的元素:这是错误的。在快速排序中，我们只是将元素划分为小于枢轴的部分和大于枢轴的部分。如果原数组中存在相等的元素，都么在划分后的Р块或Q块中仍然可能右在相等的元素。

参考解析

A.伙伴算法是一种特殊的内存分配算法。它在分配和回收内存时，只合并大小相等的空闲分区。这种算法的优点是简单且执行速度快，但可能会导致内存碎片:

B.最佳适应算法:它在分配内在时，会选择大小最接近所需的空闲分区。这种算法的优点是可以减少内存的浪贵，但可能会导致大量的小碎片。

C.最坏适应算法:它在分配内存时。会选择大小最大的空闲分区。这种算法的优点是可以减少内存的碎片。但可能会导致大量的大碎片。

D.首次适应算法:它在分配内存时，会选择第一个满足所需的空闲分区。这种算法的优直是简单且执行速度快，但可能会导效内存的碎片。

参考解析

H1和H2两端的最大传输速率为10Mbps
虽然中间的路由器最大传输速率为1000Mbps。但是根据木桶效应。最大传输速率已经被H1和H2两端传输速率限制住了，所以H1到H2的最大吞吐量约为10Mbps
 

参考解析

在HTTP/1.0协议中，如果浏览器不支持并行TCP连接，那么每个请求〈包括主页面和每个图像文件）都需要单独建立一个TCP连接"。每个TCP连接的建立都需要一个往返时间（RTT），因此，对于主页面和7个图像文件的请求，总共需要8个RTT.

此外，每个TCP连接在数据传输完成后都需要关闭，关团连接也需要一个RTT。因此。对于主页面和7个图像文件的请求，关闲连接总共需要再加上8个RTT.
所以，从浏览器为传输Web页请求建立TCP连接开始，到接收完所有内容为止,所需要的往返时间RTT数至少是8(建立连接)+8(关闭连接)=16.
因此，正确答案是(D.16).
 

答案解析

（1）初始化：首先，我们需要一个数组来存储每个顶点的入度。我们遍历邻接矩阵，计算每个顶点的入度
初始一个计数器作为变量用于记录有多少个入度为0的节点
遍历每个节点：首先计算每个顶点的入度，然后在每次迭代中找在并移除入度为0的顶点。如果在任何时刻存在多个入度为0的顶点。那么就返回0。表示存在多个有效的拓扑序列。如果成功完成了拓扑排序，那么就返回1，表示存在唯一的拓扑序列。

（2）

int uniquely(MGraph G){
    int inDegree[MAXV]={0};
    // 计算每个顶点的入度
    for(int =0; i<G.numVertices; i++) {
        for(int j=0; j<G.numVertices; j++) {
            if(G.Edge[i][j] != 0)
                inDegree[i]++;
        }
    }
    // 对每个顶点进行处理
    for(int =0; i<G.numVertices; i++) {
        int zeroInDegreeCount = 0; // 入度为0的顶点数量
        int zeroInDegreeIndex = -1; // 入度为0的顶点索引
        // 找到入度为0的顶点
        for(int j=0; j<G.numVertices; j++) {
            if(inDegree[j] == 0) {
                zeroInDegreeCount++;
                zeroInDegreeIndex = j;
            }
        }
        // 如果存在多个入度为0的顶点，则返回0
        if(zeroInDegreeCount > 1) {
            return 0;
        }
        // 如果没有找到入度为0的顶点，则返回0
        if(zeroInDegreeCount == 0) {
            return 0;
        }
        // 将找到的入度为0的顶点从图中移除
        inDegree[zeroInDegreeIndex] = -1;
        for(int j=0; j<G.numVertices; j++) {
            if(G.Edge[zeroInDegreeIndex][j] == 1) {
                inDegree[j]--;
            }
        }
    }
    // 如果成功完成了拓扑排序，则返回1
    return 1;
}

答案解析

（1）
对于关键字20，我们计算(20*3)%11=60%11=5。所以，20的散列地址是5.
对于关键字3，我们计算(3*3)%11=9%11=9。所以，3的散列地址是9,
对于关键字11，我们计京(11*3)%11=33%11=0。所以。11的教列地址是0。
对于关键字18，我们计算(18*3)%11=54%11=10。所以，18的散列地址是10.
对于关键字9，我们计算(9*3)%11=27%11=5。但是，地址5己经被关键字20占用了，所以我们需要使用二次探查来找到一个新的地址。我们计算(5+1^2) % 11=6%11=6。所以，9的散列地址是6。
对于关键字14，我们计算(14*3)%11=42%11=9。但是，地址9已经被关键字3占用了，所以我们需要使用二次探查来找到一个新的地址。我们计算(9+1*2)%11=10%11=10。但是地址10也被18占用了，再次使用二次探查来找到一个新的地址。我们计算(9+2^2)%11=13%11=2。所以，14的散列地址是2.
对于关键字7，我们计算(7*3)%11=21%11=10。但是，地址10已经被关键字18占用了，所以我们需要使用二次探查来找到一个新的地址，我们计算(10+1^2) %11=11%11=0。但是，地址0已经被关键字1占用了，所以我们需要继续使用二次探查。我们计算(10+2^2)%11=14%11=3。所以，7的散列地址是3。
散列地址     0   1   2   3   4   5   6   7   8   9   10
关健字       11      14  7       20  9           3   18
冲突次数     1       3   2       l   2           l    1
最后，我们汁算散列表的填装因子，即散列表中已经被填充的位置的数量除以散列表的总长度。在这个例子中，填装因子是了7/11。

（2）

1、首先，我们计算14的散列地址：H(14)-(14*3)%11=42%11= 9.
2、我们查看散列表中索引为9的位置，发现那里存储的是关键字3，而不是14，这意味着我们遇到了冲突。
3、由于我们使用的是二次探查，所以我们计算下一个散列地址：H1=(H0+1^2)%11=(9+1)%11=10。发现那里存储的是关键字18，而不是14，这意味着我们遇到了冲突。
4、所以我们计算下一个散列地址：H1=(H0+2*2)%11=(9＋4)%11=2。发现那里存储的正是我们要找的关键字14。

（3）

1、首先。我们计算8的散列地址：H(8) =(8*3)%11=24%11=2,
2、我们查看散列表中索引为2的位置。发现那里存储的是关键字18，而不是8，这意味着我们遇到了冲突。
3、由于我们使用的是二次探查，所以我们计算下一个散列地址：H1=(H0+1^2)%11=(2+1)%11=3.
4、我们查看散列表中索引为3的位置。发现那里存储的是关键字7，而不是8，这意味着我们又遇到了冲突。
5、我们继续使用二次探查,计算下一个散列地址：H2=(H0+2^2)%11=(2+4)%11=6
6、我们查看散列表中索引为6的位置，发现那里存储的是关键字9而不是8，这意味着我们又遇到了冲突。
7、我们继续使用二次探查，计算下一个散列地址：H3=(H0+3^2)%11=(2+9)%11=0,
8、我们查看最列表中索引为0的位置，发现那里寡储的是关键字11，而不是8，这意味着我们又适到了冲突。
9、我们继续使用二次探查，计算下一个散列地址：H4=(H0 +4^2) %11=(2+16)%11=7.
10、我们查看散列表中索引为7的位置，发现那里是空的。所以我们可以确认查找失败，散列地址是7.

答案解析

（1）从题43(a)图可以看到，寄存器rs1和 rs2用5位表示，所以计算机M最多是2^5=32个寄存器
根据指令R[rd]<-R[rsl]<<shamt可知，shamt表示左移
shamt：计算机的机器字长是32位，所以shamt表示左移的最大范围不能超过32。所以只需要5bit就可以表示对应的范图：log2(32)=5

（2）ALUBsrc=0，它是作用是支持lw指令和imm的偏移(R[rd]<-M[R[rs1]+imm])
F的计算如下：
8765 4321
9876 5432
,=11FDB 9753
由于计算机的机器字长是32位，所以最高位的1会舍掉。F=1FDB 9753H：
OF是滥出位，我们计算的结果发现确实发生了溢出和进位。所以OF=1
CF是进位位，我们计算的结果发现确实发生了溢出和进位，所以CF=1
溢出的判断方法是，最高位进位(异或)次高位，计算过程发现最高位进位，次高位没有进位，所以CF是标志判断是否溢出

（3）slli代表左移指令，slli指令的高12位（即IR[31:20]）的最高位为0，因此无论进行零扩展还是符号扩展，都是在高位补0，效果等价，因此Ext可以是0也可以是1。

（4）R[rd]<-M[R[rs1]+imm]这条指令的意思是，rs1里的内容加上立即数，等于真正要访问的内存地址。
应该算偏移地址，偏移地址可正可负，可以访问现在代码上边的代码，也可以访问下边的。
所以是符号扩展。Ext=1，然后表示加法所以根据下图可知ALUctr=000

（5）A040 A103H=101000000100 00001 010 00010 0000011B，6-0位=000011，中间的4-12位=010，最高的12位为A04H。其他两个指令add和slli的高12位都是000H，所以该指令一定是lw指令

（6）A040 A103H=101000000100 00001 010 00010 0000011B，6-0位=000011，中间的4-12位=010，最高的12位为A04H。imm是31-25，也就是A04H（注意是符号扩展）
扩展完1111 1111 1111 1111 1111 1010 0000 0100.十六进制是FFFF FA04
rs1里的内容加上立即数，等于真正要访问的内存地址，R[01H]=FFFF A2D0H
这个题也就是FFFF FA04+FFFF A2D0=FFFF 9CD4H。

答案解析

（1）slli r4, r2 2：这条指令将寄存器r2的值左移2位,结果存储在寄存器r4中。在c语言中，这对应于数组索引的计算(即i*4，因为每个int类型占4字节)，因此，我们可以推断出寄存器r2存储的是变量i的值，即i的奇存器编号为02H。
add r4, r3, 4：这条指令将寄存器r3和r4的值相加，结果存储在寄存器r4中。这对应于计算数组元素的内存地址(即&a[i])。因此，我们可以推断出寄存器r3存储的是数组a的首地址，即a的存储器编号为03H。
add r1, r1, 5：这条指令将寄在器r1和r5的值相加，结果存储在寄存器r1中。这对应于累加操作（即sum+=a[i]）。因此，我们可以推断出寄存器r1存储的是变量sum 的值，即 sum的奇存器编号为01H.
所以,数组a的首地址、变量i和 sum的通用寄存器编号分别为03H、02H和01H。

（2）执行""sum+=a[i];""语句后，i=6。我们知道i占32位所以一次占4个位置。
i=0时，占FF FF FF 7C
i=1时，占7D FE FF FF
i=2时，占00 00 00 0C
i=3时，占3C 02 01 FF
i=4时，占FF FF FF 7C
i=5时，占F0 F1 00 00
i=6时，占DC EC FF FF
所以a[i]的地址=0013 E000H+第四个地址=0013 E004H
a[i]的机器数按照小端编制，所以DC作为最低位放在最后边，以此类推可得: a[i]的机器数=FFff ECDCH。
sum的机器数=0000 1332H+FFFF ECDCH = 1 0000 000EH。由于只有 23位，所以最高位舍掉后答案为0000 000EH。
页大小为4KB=2^12B，所以页内地址占12位。所以去掉后12位剩余的则是20位页号，a[i]所在页页号=0013EH
我们有20位页号，根据题目可知数据跨页号了 0013e和 0013d，所以数组a至少存放在2页中。

（3）

slli r4, r2, 2  //R[r4] <- R[r2]<<2
通用寄存器r1-r5的编号为01H-05H。
6-0：由表可得：0010011
l1~7：rd=r2=00010
14~12：由表可得：010
19-15：rd=r4=00100
shamt=2，所以24-20：0010
31-25由表可得：00000000
机器码=0000 0000 0010 0001 0010 00100 001 0011=0021 2213H。
若a改为short 型，slli指令的汇编形式应该是slli r4, r2, 1。

答案解析

（1）首先，我们需要确定虚拟地址1234 5678H对应的页号。由于页号占10位，1234 5678H = 0001 0010 0011 0100 0101 0110 0111 1000。计算得到：
页内偏球量（22位）=11 0100 0101 0110 0111 1000 = 35678H
页号（10位）=00 0100 1000=048H
然后，我们需要找到这个页号对应的页表项的虚拟地址和物理地址。由于页表项的大小为4字节，我们可以通过将页号乘以4得到页表项的偏移量。然后将这个偏移量加到页表的起始地址上，就可以得到页表项的虚拟地址和物理地址。进程Р的页表起始虚拟地址为B8C0 0000H，物理地址6540 0000H，计算得到：
页表项虚拟地址=页表起始虚拟地址+页号*4=B8C00000H+048H*4=B8C0 0120H
页表项物理地址=页表起始物理地址+页号*4=65400000H+048H*4=6540 0120H
最后，我们需要更新页表项中的页框号，由于经过MMU地址转换后得到的物理地址是BAB4 5678H，我们可以通过右移22位得到页框号。计算得到：
页框号等于物理地址BAB4 5678H的前10位，即1011101010B= 2EAH

（2）首先，我们需要确定进程Р的页表所在页的页号。由于页表起始虚拟地址为B8C0 0000H。我们可以通过右移22位得到页号。计算得到：
进程P的页表所在页的页号等于 B8C0 0000H的前10位,即1011100011B=2E3H.
然后，我门需要找到这个页号对应的页表项的虚拟地址。由于页表项的大小为4字节，我们可以通过将页号乘以4得到页表项的偏移量。然后将这个偏移量加到页表的起始地址上，就可以得到页表项的虚拟地址。计算得到：
该页对应的页表项的虚拟地址=B8C0 0000H+ 2E3H*4 = B8C0 0B8CH。最后，我们需要确定页表项中的页框号。由干页表被装载到从物理地址6540 0000H开始的连续主存空间中，我们可以通过右移22位得到页框号。计算得到：
该页表项中的页框号等于物理地址 6540 D000H的前10位，即0110010101B =195H。

答案解析

（1）是的，实现的代码可以被视为临界区。临界区是指在并发编程中，当多个进程同时访问和修改共享数据时，必须进行互斥访问的代码区域。
在这个例子中，进程P1和P2都需要执行C1，即它们都需要将个数据分组写入缓冲区 B。如果这两个进程同时执行C1，那么它们可能会试图问时写入数据分组，这可能会导致数据的不一致性。因此，我们需要确保在任何时刻，只有一个进程可以执行C1。这就需耍将执行C1的代码区域定义为临界区，并使用适当的同步机制(如互斥锁或信号量)来保证在同一时刻只有一个进程可以进入临界区。
所以，实现C1的代码是临界区，因为它涉及到对共享资源〈在这里是缓冲区B）的修改，而这个修改需要被同步，以防止数据的不一致性。

（2）在这个间题中，我们可以使用两个信号量：一个用于保护缓冲区B〔我们称之为mutex )，另一个用于同步进程P1和P2〔我们称之为full。mutex用于确保在同一时刻只有一个进程可以访向缓冲区B，而full用于表示缓冲区B是否已满。
初始时，mutex的值为1，表示缓冲区B是可用的；full的值为0，表示缓冲区B是空的。
以下是进程P1和P2的代码：

//进程P1
P1(){
    wait(mutex); //最请求访问溪冲区B
    //执行C1,将一个数据分组写入B中
    signal(mutex); //释放对缓冲区B的访问 
    signal(full); //表示缓冲区B已满
}

//进程P2
P2(){
    wait(full); //等待缓冲区书变为满
    wait(mutex); //请求访问缓冲区B
    //执行C2,从B中读出一个数据分组
    signal(mutex); 释放对没冲区B的访问
}

在这个代码中。wait操作表示请求一个信号量，如果信号量的值大于0，那么就将其减1；如果信号量的值为0，那么就阻塞，直到信号量的值大于0。signal操作表示释放一个信号量,将其值加1。

(3)在这个问题中，我们可以使用一个信号量：一个用于保护缓冲区B〔我们称之为mutex )。mutex用于确保在同一时刻只有一个进程可以访问缓冲区B。
初始时，mutex 的值为1，表示缓冲区B是可用的。
以下是进程P1和P2的代码:

//进程P1
P1(){
    wait(mutex); //请求访问缓冲区B
    //执行C3,对B中的数据分组进行修改
    signal(mutex); //释放对缓冲区B的访问
}
//进程P2
P2(){
    wait(mutex); //请求访问缓冲区B
    //执行C3,对B中的数据分组进行修改
    signal(mutex); //释放对缓冲区B的访问
}

在这个代码中，wait( )操作表示请求一个信号量，如果信号量的值大于0，那么就将其减1；如果信号量的值为0，那么就阻塞，直到信号量的值大于0；signal( )操作表示释放一个信号量，将其值加1。
所以。实现C3的代码是临界区，因为它涉及到对共享资源（在这里是缓冲区B)的修改，而这个修改需要被同步，以防止数据的不一致性。

答案解析

（1）对于规模较大的网络，OSPF 〈Open Shortest Path First〉协议通常是更好的选择。RIP(Routamg Information Protocol）协议虽然配置简单，但在大型网络中可能无法很好地扩展。RIP协议的跳数限制为15跳，超过这个跳数的路出器将被视为不可达。而OSPF协议可以处理更复杂的拓扑，并且具有更快的收敛时间。
AS4规模较大，自治系统内任意两个主机间通信，经过路由器数量可能超过20个。所以我们应该选择OSPF内部网关协议。

（2）AS3规模较小，自治系统内任意两个主机间通信，经过路由器数不超过15个，所以TTL设置16比较合适
IP数据报头部中有个TTL字段，TTL是 time to live的缩写，即生存时间。其单位不是秒或分钟等具体时间。而是代表一个IP数据报可以经过的最大路由数。IP数据报每经过一个路由器，它的值就减1，当此值为0时该数据报就会被丢弃。同时发送ICMP报文通知源主机。TTL的初始值是由发送该数据报的源主机设置的，不同操作系统TTL的初始值不同，比如Windows的TTL的初始值是128，而Linux的初始值大多是64.

（3）至少需要60s，具体的流程如下：
我们以R14为起点，首先经过30s向R11和R15交换一次最新的距离向量，然后再经过30s，R11向R12交换一次最新的距离向量，R15向R13和R16交换一次最新的距离向量，这样R11~R16路由器均获到达网络210.2.4.0/24的正确路由

（4）1. 边界网关协议(BGP)根据数据的路由位置分为内部BGP和外部BGP，外部BGP路由器将自治系统连接到全局互联网。但是，大型自治系统本身由内部较小的自治系统组成。内部 BGP在系统内路由数据。
所以R44和R13属于2个不同的自治系统，使用外部RGP协议完成会话
2.Update更新报文
BGP-4主要有下面几类报文类型;
OPEN(打开报文，用来和相邻的BGP区城边界路由器建立关系，进行通信初始化。
UPDATE(更新）报文,用来通告路由信息，以及列出需要更新的多条路由。
KEEPALIVE(保话〉报文，用来周期性的证实邻站的连通性。
NOTIFICATION(通知）报文。用来发送检测到的差错。
3.R13，R14和R15都在同一个自治系统。所以使用内部 BGP(iBGP〉会话。

（5）在无策略约束的情况下路由器R14和R15会选择AS路径最短的路由。所以
R14最近的路由器是R11和R15，R15已经能够和R14通信了，所以跳转到R11
R15最近的路由器是R14和R13，R15已经能够和R14通信了，所以跳转到R13