【解析】 已知进栈序列为1,2,3,…,n，且第一个出栈元素p₁=3。根据栈的后进先出特性，为了使得3第一个出栈，操作序列必须是：先将1和2依次进栈，然后将3进栈并立即出栈。此时栈中剩余元素为1和2（2在栈顶），且后续元素4,5,…,n尚未进栈。

对于第二个出栈元素p₂，存在两种可能：一是直接出栈当前栈顶元素2，则p₂=2；二是暂不出栈2，而是将后续元素4,5,…,n依次进栈，并在进栈过程中或进栈后出栈某个元素，此时p₂可以是4,5,…,n中的任意一个。需要注意的是，p₂不可能是1，因为1位于栈底，必须等待其上方所有元素出栈后才能出栈，而p₂是第二个出栈元素，若不出栈2则无法触及1。因此，p₂可能是2或4,5,…,n中的任意值，与选项A相符。

【解析】

在利用栈求表达式值时，运算数栈 OPEN 用于存储运算数和中间计算结果。由于 OPEN 只有两个存储单元，栈最多能同时容纳两个运算数，若在求值过程中尝试压入第三个运算数，就会发生溢出。因此，需要分析每个表达式在求值过程中运算数栈的最大深度是否超过2。

通过将中缀表达式转换为后缀表达式并模拟求值过程，可以计算栈的最大深度：

• 表达式 A: A-B*(C-D)，后缀为 A B C D - * -。求值时，压入 A、B、C 后栈深度达到3，发生溢出。
• 表达式 B: (A-B)*C-D，后缀为 A B - C * D -。求值时，栈中最多同时存在两个运算数（如中间结果和 C 或最终结果和 D），最大深度为2，不会溢出。
• 表达式 C: (A-B*C)-D，后缀为 A B C * - D -。求值时，压入 A、B、C 后栈深度达到3，发生溢出。
• 表达式 D: (A-B)*(C-D)，后缀为 A B - C D - *。求值时，压入中间结果、C、D 后栈深度达到3，发生溢出。

因此，只有表达式 B 在求值过程中运算数栈的最大深度不超过2，不会发生溢出。

【解析】 在二叉排序树中，关键字值最大的结点位于树的最右侧，这是由二叉排序树的性质决定的：对于任意结点，其左子树中的所有结点关键字值均小于该结点，右子树中的所有结点关键字值均大于该结点。因此，从根结点开始一直向右遍历，直到没有右子结点时，所到达的结点即为最大值结点。由于该结点没有右子结点，其右指针一定为空。

左指针的情况则不确定：最大值结点可能有左子树（此时左指针不为空），也可能没有左子树（此时左指针为空），但这并不影响其作为最大值结点的特性。选项A、C、D均不能准确描述最大值结点的指针状态，故选项B正确。

【解析】
在构造二叉排序树时，序列A、B、D生成的树结构相同，而序列C生成的左子树结构不同，具体如下：

• A、B、D的树结构为：

        100
       /   \
      80    120
     / \    / \
    60  90 110 130

• C的树结构为：

        100
       /   \
      60    120
        \    / \
         80 110 130
          \
           90

因此，与其他三个序列所构造的结果不同的是C。

【解析】 首先，由于 G 是非连通无向简单图，它至少包含两个连通分支。设结点总数为 n，边数为 36。为了最小化 n，应使一个连通分支尽可能大（边数多），而其他分支尽可能小（如孤立点，不贡献边数）。因此，考虑图由一个具有 m 个结点的连通分支和若干孤立点组成，其中所有边均来自该连通分支，即该分支有 36 条边。

对于 m 个结点的简单连通图，边数最多为 m(m-1)/2，因此需满足 m(m-1)/2 ≥ 36。计算得 m(m-1) ≥ 72。当 m=9 时，9×8=72，即完全图 K9 恰有 36 条边。此时若图仅含 K9，则为连通图，但要求非连通，故需至少增加一个孤立点，使结点数 n ≥ m+1=10。因此 n=10 是可能的构造：一个 9 结点的完全图（36 条边）和一个孤立点，图是非连通的，总边数 36。

验证更小的 n：若 n=9，则非连通图的最大边数出现在两个分支分别为 8 和 1 个结点时，最大边数为 8×7/2+0=28<36，无法达到 36 条边。n=8 时更不可能。因此，满足条件的结点数至少为 10。

【解析】 拓扑序列是针对有向无环图（DAG）的一种顶点排序，要求对于图中的任意有向边，起点在终点之前。因此，若顶点Vᵢ在拓扑序列中位于Vⱼ之前，则图中不能存在从Vⱼ到Vᵢ的路径，否则会形成环路，违反拓扑序列的定义。

分析选项：

• A：存在弧<Vᵢ, Vⱼ>（即从Vᵢ到Vⱼ的有向边）是可能的，因为该边方向与序列顺序一致，符合拓扑序列要求。
• B：存在从Vᵢ到Vⱼ的路径也是可能的，路径意味着Vᵢ是Vⱼ的前驱，在拓扑序列中自然位于其前。
• C：没有弧<Vᵢ, Vⱼ>同样可能，因为Vᵢ和Vⱼ之间可能通过其他顶点间接连通，或没有直接关联但序列顺序由其他边决定。
• D：存在从Vⱼ到Vᵢ的路径是不可能的，因为如果有这样的路径，根据拓扑序列性质，Vⱼ必须位于Vᵢ之前，这与已知的Vᵢ在Vⱼ之前矛盾。

因此，不可能出现的情形是D。

【解析】 对于有序表折半查找，平均查找长度（ASL）需通过二叉判定树计算。成功查找的 ASL 是找到每个关键字所需比较次数的平均值，失败查找的 ASL 是查找失败时比较次数的平均值。

首先构建 12 个关键字的判定树。根节点为关键字 6（深度 1），左子树包含关键字 15，右子树包含关键字 712。递归划分得到各关键字深度（即比较次数）：关键字 1、4、7、11 深度 3；关键字 2、5、8、10、12 深度 4；关键字 3、9 深度 2；关键字 6 深度 1。比较次数总和为 37，成功 ASL = 37/12。

失败查找对应判定树的外部节点，共 13 个。外部节点的比较次数等于其父节点的深度：深度为 3 的父节点（关键字 1、4、7）对应 3 个外部节点，各比较 3 次；深度为 4 的父节点（关键字 2、5、8、10、12）对应 10 个外部节点，各比较 4 次。比较次数总和为 3×3 + 4×10 = 49，失败 ASL = 49/13。

因此，成功和失败的平均查找长度依次为 37/12 和 49/13，对应选项 A。

【解析】 该排序要求为先按k1排序，k1相同时再按k2排序，属于多关键字排序。为实现此类排序，通常需先按次要关键字（k2）排序，再按主要关键字（k1）进行稳定排序，从而在k1相同的情况下保持k2的顺序。

分析各选项：A先按k1进行直接插入排序（稳定），再按k2进行简单选择排序（不稳定），第二次不稳定排序可能破坏已排好的k1顺序，不满足要求；B先按k2进行直接插入排序（稳定），再按k1进行简单选择排序（不稳定），第二次不稳定排序可能打乱k1相同时的k2顺序，不符合要求；C先按k1进行简单选择排序（不稳定），再按k2进行直接插入排序（稳定），第一次不稳定排序导致k1顺序混乱，第二次稳定排序按k2进行，最终序列主要按k2排序，而非先k1后k2，同样不满足；D先按k2进行直接选择排序（不稳定），再按k1进行直接插入排序（稳定），第一次按k2排序后序列整体k2有序，第二次稳定排序按k1进行，能保证k1有序的同时，对k1相同的元素保持第一次排序后的k2顺序，从而实现先k1后k2的排序要求，故D正确。

【解析】
在5路平衡归并中，每次归并操作都需要恰好5个归并段作为输入，以确保归并过程平衡。初始归并段数为18个，但归并过程中，每次归并会减少归并段的数量。具体来说，每归并一次，5个归并段合并为1个新段，因此段数减少4个（即k-1，其中k=5）。

设归并次数为m，最终剩下1个归并段，则有关系式：18 - 4m = 1。计算得m = (18-1)/4 = 17/4 = 4.25，不是整数。这意味着如果不添加虚拟归并段，无法通过整数次归并完成，且最后一次归并可能不足5路，破坏平衡性。

为了使得归并次数为整数且每次归并都是5路，需要添加d个虚拟归并段，使总段数S’ = 18 + d，并满足(S’ - 1)能被4整除（即归并次数为整数）。计算(18 + d - 1) = 17 + d，需使17 + d是4的倍数。17除以4余1，因此d最小为3（因1+3=4可被4整除）。此时S’ = 21，归并次数m = (21-1)/4 = 5，均为整数。

验证归并过程：添加3个虚拟段后，总段数21，进行5次归并，每次归并5个段（虚拟段视为空段，不影响结果），最终得到1个有序文件，符合5路平衡归并要求。因此，需要增加3个虚拟归并段。

【解析】 有效 CPI（每条指令的时钟周期数）可以根据处理速率（MIPS）和时钟频率（f）的关系计算。公式为：MIPS = f（MHz）/ CPI。给定 f = 15 MHz，处理速率为 10 MIPS，代入公式得 CPI = 15 / 10 = 1.5。

问题中提到的访存信息（平均每条指令 1 次访存，每次访存 1 周期延迟）是背景条件，但处理速率 10 MIPS 是实际测量值，已经包含了所有延迟效果，因此直接使用公式计算出的 CPI 即为有效 CPI，无需额外调整。计算结果显示 CPI 为 1.5，对应选项 C。

【解析】 首先，将32位机器数0xF0000000转换为二进制：1111 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000。然后分别计算四种表示法对应的真值。

对于单精度浮点数（IEEE 754格式），符号位s=1，指数e=11100000（二进制，即224），尾数f全为0。实际指数E=e-127=97，故浮点数值为(-1)^1×1.0×2^97 = -2^97，这是一个非常大的负数。

对于原码表示，符号位为1表示负数，数值位为后31位（111000…000），其绝对值为2^30+2^29+2^28=7×2^28，故原码值为-7×2^28。

对于补码表示，最高位为1表示负数，其值计算公式为-2^31+(其他位数值)。其他位数值同样为7×2^28，故补码值为-2^31+7×2^28 = -2^28。

对于移码表示，通常偏移量为2^31，机器数作为无符号整数时值为2^31+2^30+2^29+2^28=15×2^28，真值为无符号值减2^31，即15×2^28-2^31=7×2^28，这是一个正数。

比较四个值：移码值7×2^28为正数最大；补码值-2^28为负数但大于原码值-7×2^28（因为-2^28 > -7×2^28）；浮点数值-2^97是绝对值最大的负数，故最小。因此从大到小顺序为移码>补码>原码>浮点数，对应选项D。

【解析】
首先分析每个陈述的正确性：

陈述Ⅰ：CD-ROM是只读存储器（ROM）的一种，其内容在生产时写入，用户无法修改或写入，因此“只能写入一次”的说法不准确。ROM的本质是只读，而非可写入（即使一次），所以该陈述错误。

陈述Ⅱ：Flash快闪存储器属于非易失性存储器，具有随机存取功能，但通常归类为ROM的衍生类型（如EEPROM），而非随机存取存储器（RAM）。RAM特指易失性存储器（如DRAM和SRAM），用于主存，因此Flash不属于RAM，该陈述错误。

陈述Ⅲ：RAM的读出方式并非都是破坏性读出。DRAM（动态RAM）的读出是破坏性的，需要刷新；但SRAM（静态RAM）的读出是非破坏性的，无需刷新。该陈述笼统地认为所有RAM都是破坏性读出，因此错误。

陈述Ⅳ：SRAM基于触发器存储数据，读后无需刷新；DRAM基于电容存储电荷，读后需要刷新以维持数据，该陈述正确。

综上所述，陈述Ⅰ、Ⅱ、Ⅲ均错误，对应选项D。

【解析】 Cache命中率是指CPU访问数据时在Cache中找到所需数据的概率，它主要受Cache设计参数和结构的影响。下面分析每个选项：

• A. Cache块的大小：块大小影响空间局部性的利用。较大的块可以预取更多相邻数据，可能提高命中率；但块过大可能导致Cache中块数减少，增加冲突缺失。因此，块大小与命中率相关。

• B. Cache的容量：容量越大，能存储的数据越多，减少容量缺失，从而提高命中率。因此，容量与命中率直接相关。

• C. Cache的存取速度：存取速度指访问Cache的读写时间，它影响CPU访问延迟和系统性能，但不决定数据是否存在于Cache中。命中率关注数据的存在性，而非访问快慢，因此存取速度与命中率无关。

• D. Cache的组织方式：如直接映射、组相联等方式，影响地址映射和冲突处理，不同的组织方式可能导致不同程度的冲突缺失，从而影响命中率。因此，组织方式与命中率相关。

综上，与Cache命中率无关的是Cache的存取速度。

【解析】 在计算机系统中，程序计数器（PC）专门用于存储下一条要执行指令的地址。指令的取指阶段总是基于PC的当前值从主存中读取指令，这是冯·诺依曼架构的基本工作原理。即使遇到转移指令（如跳转或分支），也是先将计算出的目标地址加载到PC中，然后继续根据更新后的PC读取指令，因此指令读取始终依赖于PC。

其他选项中，B提到“有时根据转移指令”不正确，因为转移指令仅修改PC的值，不直接作为读取地址的来源；C和D涉及地址寄存器，但地址寄存器通常用于数据访问或特定寻址模式，并非指令读取的常规依据。因此，A是唯一准确的描述。

【解析】 在微程序控制器中，微程序用于产生控制信号以执行机器指令。当控制器开始执行一条新的机器指令时，需要确定该指令对应的微程序序列的起始地址，即入口地址。这个入口地址的形成通常基于机器指令的操作码字段。

机器指令的操作码字段指明了指令的类型（如加法、跳转等），控制器通过操作码查询一个映射表（如微地址生成器或控制存储器地址转换逻辑），从而得到对应的微程序入口地址。这个过程是微程序控制器中指令解码的关键步骤。

选项A不正确，因为机器指令的地址码字段主要用于指定操作数地址（如内存地址或寄存器编号），与微程序入口地址无关。选项B不正确，微指令的微地址字段用于在微程序内部指定下一条微指令的地址（例如实现微程序分支），而不是形成整个微程序的初始入口。选项D也不正确，微指令的操作码字段用于控制具体的微操作，不参与生成微程序入口地址。因此，正确答案是C。

【解析】
关于总线仲裁方式，以下对各项说法的分析可以确定正确与否：

说法Ⅰ正确。独立请求仲裁方式为每个设备配备独立的总线请求线和授权线，仲裁器可直接响应请求，因此响应时间最快，但代价是控制线路数量增加，硬件成本较高。

说法Ⅱ错误。计数器定时查询方式中，所有设备共享一根总线请求（BR）线，但设备地址线并非一根，而是一组地址线（数量由设备总数决定，通常为多位）。仲裁器通过地址线发送计数值，设备根据地址比较自身优先级。虽然计数从0开始时设备号小的优先级高，但“一根设备地址线”的描述不准确，因此该说法存在错误。

说法Ⅲ正确。链式查询方式依靠一根总线授权（BG）信号在设备间串行传递，若链中某个设备出现电路故障，授权信号可能无法向后传递，导致后续设备无法获得总线使用权，因此对电路故障最为敏感。

说法Ⅳ正确。分布式仲裁方式没有中央仲裁器，每个设备内置仲裁逻辑，通过竞争机制决定总线使用权，控制逻辑分散在各部件中，符合描述。

综上，正确的说法为Ⅰ、Ⅲ和Ⅳ，对应选项B。

【解析】 首先计算图像的总像素数：640像素 × 480像素 = 307,200像素。图像为6.5万色（即65,000种颜色），颜色深度需要满足2^b ≥ 65,000，由于2^16 = 65,536，因此每个像素需要16位来表示颜色。

图像总数据量为307,200像素 × 16位/像素 = 4,915,200位。数据传输速率为56k/s，在通信领域中通常表示56千比特每秒，即56,000比特/秒（其中k=1000）。

传输时间 = 总数据量 / 数据传输速率 = 4,915,200位 / 56,000位/秒 ≈ 87.77秒，四舍五入后约为87.7秒，与选项D相符。注意，若将k按1024计算，会得到约85.71秒（对应选项C），但根据常规的数据传输速率定义，应采用k=1000，因此正确答案为D。

【解析】
Ⅰ错误：在中断响应周期，允许中断触发器被置“0”（即关中断）是由硬件自动完成的，目的是保护中断现场，防止嵌套中断；关中断指令是软件中使用的，并非在响应周期由指令完成。

Ⅱ错误：中断服务程序的最后一条指令通常是专门的中断返回指令（如IRET），用于恢复现场并返回到被中断的程序；转移指令（如JMP）用于跳转，不是中断服务程序的规范结尾。

Ⅲ错误：CPU对通道的控制是通过发送通道命令字或启动I/O指令来实现的，而中断是通道向CPU报告状态或完成情况的机制，并非CPU控制通道的手段。

Ⅳ正确：程序中断方式通过硬件中断机制和软件服务程序结合实现I/O；通道方式通过硬件通道处理器执行通道程序与CPU协作，同样软硬结合。因此，错误的说法是Ⅰ、Ⅱ和Ⅲ，对应选项C。

【解析】 在操作系统中，用户态和内核态是两种不同的运行模式。用户态下程序权限较低，只能执行非特权指令；内核态下操作系统内核可以执行所有指令，包括特权指令，以管理硬件和系统资源。

选项A“设置定时器的初值”通常涉及硬件定时器的直接配置，这属于特权操作，必须在内核态下执行，用户程序只能通过系统调用间接请求内核完成。

选项B“触发Trap指令”是用户程序主动从用户态切换到内核态的一种机制，例如执行系统调用或处理异常。Trap指令本身可以在用户态下触发，从而引发陷入内核的处理过程。

选项C“内存单元复位”可能指对物理内存单元的清除或重置操作，这需要直接访问系统内存资源，用户态程序无权执行，必须由内核态代码处理。

选项D“关闭中断允许位”涉及修改CPU的中断标志，这是关键的系统控制操作，允许中断是保证系统响应性和多任务的基础，因此关闭中断必须是内核态特权指令。

综上，只有触发Trap指令可以在用户态下运行，其他选项都需要内核态权限。

【解析】 多线程系统的特长主要包括提高并发性、有效利用多核处理器、改善程序响应时间以及优化资源共享等，适用于并行计算、高并发服务和任务分离等场景。

A选项描述利用线程并行执行矩阵乘法运算，这属于计算密集型任务的并行化，能够充分利用多核CPU加速运算，是多线程在提升性能方面的典型应用。

B选项描述Web服务器利用线程处理HTTP请求，这是多线程在I/O密集型服务中的常见用法，通过为每个请求分配线程来提高并发处理能力，增强服务器效率。

C选项描述键盘驱动程序为每个正在运行的应用配备一个线程来响应键盘输入，这种做法并不符合多线程系统的特长。键盘输入通常由操作系统统一管理（如通过中断或事件驱动机制），驱动层应集中处理输入事件再分发给相关应用。为每个应用单独配备线程会导致线程数量过多，增加上下文切换开销和系统复杂度，反而降低效率，因此这不是多线程的优势所在。

D选项描述基于GUI的debugger使用不同线程处理用户输入、计算和跟踪等操作，这体现了多线程在改善响应性方面的特长。通过将耗时任务与用户界面分离，可以避免界面冻结，提升用户体验，是多线程在交互式应用中的合理运用。

综上所述，C选项中的方法并非多线程系统的特长，因为它可能引入不必要的资源消耗和设计低效。

【解析】 在计型信号量的V操作中，首先将S.value加1，然后判断S.value的值。若S.value小于等于0，说明之前有进程因资源不足而阻塞，此时应从阻塞队列中唤醒一个进程，并将其移至就绪队列；若S.value大于0，则无需进行唤醒操作。

对于选项Ⅰ：当S.value≤0时，确实需要唤醒一个阻塞队列进程，因此该选项正确。
对于选项Ⅱ：它强调“只有”当S.value<0时才唤醒，但标准V操作在S.value=0时同样会唤醒进程（因为加1前S.value为-1，表示有进程阻塞），因此该选项错误。
对于选项Ⅲ：V操作唤醒的是阻塞队列中的进程，而非就绪队列中的进程。就绪队列中的进程已处于就绪状态，无需唤醒，因此该选项错误。

综上，错误的选项是Ⅱ和Ⅲ，对应答案D。

【解析】 死锁状态是指系统中多个进程因竞争资源而相互等待，导致所有进程都无法继续执行的状态。安全状态则是指系统存在至少一个安全序列，能够按照该序列为所有进程分配资源并确保它们顺利完成，从而避免死锁。

分析选项：A项错误，因为死锁状态意味着系统已无法找到安全序列，与安全状态的定义相悖，不可能是安全状态。B项表述不准确，安全状态本身并不直接等同于死锁状态；虽然系统从安全状态出发，若资源分配不当可能进入不安全状态并最终导致死锁，但安全状态不会直接“成为”死锁状态。C项错误，不安全状态仅表示系统可能无法避免死锁，但并非一定已陷入死锁；例如，系统可能处于不安全状态但仍可通过合适的资源分配避免死锁。D项正确，因为死锁发生时，系统必定不存在任何安全序列，因此死锁状态一定是不安全状态，这是死锁与安全状态之间的基本关系。

【解析】根据死锁定理，首先需要找出既不阻塞又不是孤点的进程。对于Ⅰ图，由于 R2 资源已经分配了 2 个，还剩余一个空闲 R2，可以满足进程 P2 的需求，所以 P2 是这样的进程。P2 运行结束后，释放一个 R1 资源和两个 R2 资源，可以满足 P1 进程的需求，从而系统的资源分配图可以完全简化，不是处于死锁状态。而对于Ⅱ图，P1 需要 R1 资源，但是唯一的一个 R1 资源已经分配给 P2；同样，P2 需要 R4 资源，而 R4 资源也只有一个且已经分配给了 P3；而 P3 还需要一个 R2 资源，但是两个 R2 资源都已经分配完毕了，所以 P1，P2，P3 都处于阻塞状态，系统中不存在既不阻塞又不是孤点的进程，所以系统Ⅱ处于死锁状态。

注意：在进程资源图中，P->R 表示进程正在请求资源，若 R->P，表示资源已被分配给进程（资源只能是被动的）

【解析】
“Open”系统调用的主要功能是建立进程与文件之间的连接，为后续读写操作做准备。它并不直接读取文件内容，而是通过解析文件路径、检查权限等步骤，将文件的控制信息（如inode或文件控制块）从外存读入内存，以便操作系统快速管理文件状态和访问权限。

选项A描述的是“read”调用的功能；选项C中FAT表是文件系统整体结构的一部分，通常在挂载时缓存，而非每次打开文件时单独读取；选项D的超级块包含文件系统全局信息，也是在挂载时加载。因此，只有B准确反映了“Open”的核心作用。

【解析】
本题考查磁盘读取的速度。首先注意磁盘旋转方向为逆时针方向，对于磁头和磁盘的运动实际上是磁头不动，磁盘转的，而磁盘逆时针方向旋转按扇区来看即 0、3、6……这个顺序。而每个号码连续的扇区正好相隔 2 个扇区，即是数据从控制器传送到内存的时间，所以相当于磁头连续工作。

由题中条件知，旋转速度为 3000 转/分 = 50 转/秒，即 20ms/转。
读一个扇区需要时间为 20/8 = 2.5ms。
读一个扇区并将扇区数据送入内存需要时间为 2.5 × 3 = 7.5ms。
读出一个磁道上的所有扇区需要时间为 20/2 + 8 × 7.5 = 70ms = 0.07s。
每磁道数据量为 8 × 512 = 4KB。
数据传输速度为 4 × 1024 / (1000 × 0.07 s) = 58.5KB/s。
故依次读出一个磁道上的所有扇区需要 0.07s，其数据传输速度为 58.5KB/s。

注意：硬盘传送速率中的 K 是按 1000 来计算的，并不是 1024。

【解析】 CPU输出数据的速度远高于打印机的打印速度，这种速度不匹配会导致CPU经常处于等待状态，降低系统整体效率。为了解决这一矛盾，缓冲技术被广泛应用。

缓冲技术通过在内存中设置一个缓冲区，CPU将数据快速输出到缓冲区中暂存，然后打印机可以按照自己的较慢速度从缓冲区中读取数据。这样，CPU在输出数据后无需直接等待打印机完成，可以继续执行其他任务，从而平滑了速度差异，提高了资源利用率和系统吞吐量。

其他选项中，并行技术主要用于同时执行多个任务或使用多个设备，但在此场景下，单个CPU与单个打印机的速度矛盾并未直接通过并行解决；通道技术是一种I/O管理方式，通过专用处理器处理I/O操作以减少CPU干预，但它更侧重于优化I/O流程，而非专门针对速度不匹配；堆存技术并非标准计算机术语，可能指堆内存管理或其他存储方式，与解决速度矛盾无关。因此，缓冲技术是最直接且有效的选择。

【解析】 在不同网络结点的对等层之间通信需要使用对等层协议。对等层协议定义了同一层在不同节点上的实体之间通信的规则、格式和语义，例如OSI模型或TCP/IP模型中各层的协议（如传输层的TCP、网络层的IP），确保对等层实体能够正确交换信息并实现网络功能。

其他选项中，模块接口通常指软件内部组件之间的调用接口，不直接涉及网络对等层通信；服务原语是同一节点内相邻层之间交互的接口，用于上层调用下层提供的服务，属于层间通信而非对等层通信；电信号是物理层传输的介质信号（如电压、光信号），属于通信的物理实现基础，但不是对等层通信所需的逻辑机制。

【解析】在以太网中，采用截断二进制指数退避算法处理碰撞。当节点第 $n$ 次发生碰撞时，它会从区间 $[0,2^k-1]$ 中随机选择一个整数 $r$ ，其中 $k=\min (n,10)$ 。这意味着 $k$ 随碰撞次数增加而增大，但最大为 $10$ 。

对于第 $5$ 次碰撞， $k=\min (5,10)=5$ ，因此 $r$ 的取值范围是 $0$ 到 $2^5-1=0$ 到 $31$ ，共有 $32$ 个可能的整数值。由于选择是均匀随机的，每个值被选中的概率相等。

因此，选择 $r=4$ 的概率是 $\frac{1}{32}$ 。对应选项 C。

【解析】
二进制指数后退算法在以太网中用于处理介质访问冲突。当冲突发生时，发送方会根据冲突次数 k，从 0 到 2^k - 1 个时间槽中随机选择一个值作为退避时间。随着冲突次数增加，退避时间区间呈指数增长，这意味着在网络负载较高、冲突频繁时，发送方会等待更长时间再重发，从而降低再次冲突的概率。

这种设计使算法能够动态适应网络负载：负载越重，冲突越多，退避时间越长，有效缓解拥塞。因此，算法的主要好处是考虑了网络负载对冲突的影响。选项 A 和 B 并非算法的核心优势；选项 D 不准确，因为算法参数（如时间槽）与网络规模（如传播延迟）相关，但算法重点在于负载自适应。

【解析】 子网掩码 255.255.255.224 对应 CIDR /27，块大小为 32。通过计算每个 IP 地址的网络地址：

• 200.10.1.60 与子网掩码 AND 运算后得到网络地址 200.10.1.32；
• 200.10.1.65、200.10.1.70 和 200.10.1.75 的网络地址均为 200.10.1.64。

四台主机应属于同一子网才能直接通信，但 200.10.1.60 的网络地址与其他三台不同，因此该主机因 IP 地址分配不当而存在通信故障。

【解析】 在 IP 分组传输过程中（不考虑 NAT），IP 头部的某些字段会因网络操作而变化。具体分析如下：

• 总长度（A）：该字段表示整个 IP 数据报的长度，如果分组在传输中遇到较小 MTU 的网络而被分片，每个分片的总长度将重新计算，因此该字段可能改变。
• 首部校验和（B）：该字段用于验证头部完整性。当分组经过路由器时，生存时间（TTL）字段减少，导致头部内容变化，路由器必须重新计算校验和，因此该字段会更新。
• 生存时间（C）：该字段每经过一个路由器就减 1，以防止分组无限循环，因此它在传输中不断变化。
• 源 IP 地址（D）：该字段标识发送方的 IP 地址，在端到端传输中，除非经过 NAT 等地址转换设备，否则不会改变。题目明确排除 NAT 情况，因此源 IP 地址保持不变。
  综上，只有源 IP 地址在传输过程中保持不变。

【解析】 首先，计算 TCP 发送窗口对应的比特数。窗口大小为 65535 字节，每字节 8 比特，因此窗口比特数为 65535 × 8 = 524280 比特。

其次，确定往返时间（RTT）。题目中给出的“端到端时延”通常指的是单向传播时延，在计算 TCP 吞吐量时需使用往返时间，故 RTT = 2 × 端到端时延 = 2 × 10ms = 20ms = 0.02 秒。

然后，计算在窗口限制下的最大吞吐量。吞吐量公式为窗口大小除以 RTT，即 524280 比特 / 0.02 秒 = 26.214 × 10⁶ bps = 26.214 Mbps，约等于 26.2 Mbps。

最后，比较带宽限制。信道带宽为 1 Gbps（即 1000 Mbps），远高于窗口限制的 26.2 Mbps，因此实际最大吞吐量受限于发送窗口，结果为 26.2 Mbps，对应选项 C。

【解析】 DNS（域名系统）的核心功能是将域名解析为IP地址，其组成包括域名空间、分布式数据库和域名服务器。域名空间（Ⅰ）定义了域名的层次结构；分布式数据库（Ⅱ）存储了全球的域名与IP地址映射关系，并以分布式方式部署；域名服务器（Ⅲ）是运行DNS服务的实体，负责处理查询请求。

选项Ⅳ描述的是“从内部IP地址到外部IP地址的翻译程序”，这实际指的是NAT（网络地址转换）技术，用于在私有网络和公共网络之间转换IP地址，属于网络层功能，与DNS的域名解析无关，因此不属于DNS的组成部分。故正确答案为B，即Ⅰ、Ⅱ和Ⅲ。

【解析】在循环队列中，front 指针指向队头元素，rear 指针指向队尾元素的下一个位置。队列中的元素从 front 开始，到 rear 的前一个位置结束。由于数组是循环的：

• 当 rear ≥ front 时，元素个数为 rear − front；
• 当 rear < front 时，表示 rear 已从数组末尾绕回到开头，此时元素个数为 (rear + m) − front，即 rear − front + m。

综合这两种情况，元素个数可统一表示为
(rear − front + m) % m，
该公式通过取模运算确保结果始终为非负整数且正确反映队列长度。

其他选项中：

• B 项 (rear − front + 1) % m 在队列为空（front == rear）时会得到 1，而非 0；
• C 项 rear − front − 1 在空队列时得到 −1，且不适用于循环情况；
• D 项 rear − front 在 rear < front 时会产生负数，未考虑循环特性。

因此，只有 A 项适用于所有情况。

【解析】 将5个字母“ooops”按顺序进栈，即进栈序列为o、o、o、p、s。要求出栈序列仍然为“ooops”，即出栈顺序为o、o、o、p、s。由于三个o相同，不同的出栈顺序指的是三个o的个体出栈顺序不同，但最终输出的字符串相同。

设三个o分别为A、B、C（按进栈顺序），p为D，s为E。出栈序列必须满足前三个为A、B、C的某种排列，第四个为D，第五个为E。三个o的排列共有6种：ABC、ACB、BAC、BCA、CAB、CBA。需要检查每种排列是否满足栈的合法性（即能否通过合理的进栈和出栈操作实现）。

1. ABCDE：合法，可每进栈一个元素后立即出栈。
2. ACBDE：合法，A进栈后出栈，B进栈后不出，C进栈后出栈C，再出栈B。
3. BACDE：合法，A进栈后不出，B进栈后出栈B，再出栈A，然后C、D、E依次进栈出栈。
4. BCADE：合法，A进栈后不出，B进栈后出栈B，C进栈后出栈C，再出栈A。
5. CABDE：不合法，因为C首先出栈后，栈中剩余A和B（B为栈顶），下一个需要出栈A，但A不在栈顶，无法直接出栈。
6. CBADE：合法，A进栈后不出，B进栈后不出，C进栈后出栈C，再出栈B，最后出栈A。

因此，只有5种合法的出栈顺序，对应选项C。

【解析】 首先，由题意可知，二叉树中只有度为0和度为2的结点，根据二叉树性质，有 $n_0=n_2+1$ （其中 $n_0$ 为叶子结点数， $n_2$ 为度为2的结点数），因此总结点数 $n=n_0+n_2=2n_2+1$ ，即 $n$ 必为奇数，排除选项A和D。

其次，考虑最小结点数的情况。高度为100通常指树的层数为100（根结点在第1层）。为了使结点数最少，树应形成一种“偏斜”形状：每个内部结点（度为2）有一个子结点为内部结点延续高度，另一个子结点为叶子结点。这样，从根到最深叶子路径上的结点均为内部结点（除最深叶子外），且每个内部结点附带一个不在该路径上的叶子结点。

具体计算：设高度为 $h$ （层数），则路径上有 $h$ 个结点，其中前 $h-1$ 层为内部结点，第 $h$ 层为叶子结点。内部结点数为 $h-1$ ，每个内部结点附带一个叶子结点，故附加叶子结点数为 $h-1$ ，加上路径上的叶子结点1个，总叶子结点数为 $h$ 。因此总结点数 $n=(h-1)+h=2h-1$ 。代入 $h=100$ ，得 $n=2\times 100-1=199$ 。

若高度定义为边数，则最小结点数为 $2h+1=201$ ，但结合常见教材定义（高度指层数）及选项奇偶性，本题应取层数定义，故最小结点数为199。

【解析】 在二叉树的遍历序列中，不同的序列组合对二叉树结构的确定能力不同。已知先序序列和中序序列可以唯一确定一棵二叉树，因为先序序列提供根节点信息，中序序列区分左右子树；同样，后序序列和中序序列也可以唯一确定二叉树，原理类似。

中序序列和层序序列也能唯一确定二叉树，因为层序序列给出层次顺序，结合中序序列的左右子树信息，可以通过递归方式重建二叉树。

然而，先序序列和层序序列不能唯一确定二叉树。例如，考虑只有两个节点A和B的二叉树：若B是A的左子节点，先序序列为A、B，层序序列为A、B；若B是A的右子节点，先序序列同样为A、B，层序序列也为A、B。这两个不同的二叉树产生了相同的先序和层序序列，因此无法唯一确定结构。

因此，不能唯一确定二叉树的选项是D。

【解析】 在平衡二叉树（如AVL树）中查找结点时，比较序列必须遵循二叉搜索树的性质：若目标值小于当前结点值，则进入左子树；若大于，则进入右子树。同时，树有15个结点且平衡，高度约为 log₂15≈4，因此查找路径上的结点数通常不超过4个（对应高度为3）。

• 选项A：比较30后，28<30应进入左子树，但下一个比较36>30，不可能进入左子树，违反二叉搜索树性质。
• 选项B：比较38后，28<38应进入左子树，但下一个比较48>38，不可能进入左子树，同样违反性质。
• 选项C：序列48,18,38,28符合二叉搜索树性质：28<48进入左子树；28>18进入右子树；28<38进入左子树；找到28。路径长度为4，对应树高度为3，对于15个结点的平衡二叉树是可能的，可以通过调整其他结点保持平衡。
• 选项D：序列60,20,50,40,38,28虽符合二叉搜索树性质，但路径长度为6，对应树高度至少为5。对于15个结点的平衡二叉树，高度为5至少需要20个结点（如AVL树的最小结点数要求），因此不可能在保持平衡的前提下存在这样的查找路径。

综上，只有选项C可能。

【解析】 哈夫曼树的构造过程中，每次合并都是将两个权值最小的节点合并为一个新的内部节点，因此每个内部节点都恰好有两个子节点，而叶子节点则没有子节点。根据二叉树的定义，如果一棵二叉树中的每个节点要么是叶子节点（无子节点），要么是有两个子节点的内部节点，那么这棵树称为满二叉树（或称严格二叉树）。因此，无论权值是否相等，哈夫曼树总是满足这一条件，它必然是一棵满二叉树。

对于本题中权值相等的16个字母，构造出的哈夫曼树同样符合这一性质：每个内部节点都有两个子节点，所以它是一棵满二叉树。虽然权值相等时，通过特定的合并顺序可能使树的结构更加平衡（例如形成完全二叉树），但满二叉树这一性质是始终成立的。其他选项如完全二叉树或一般二叉树不一定必然满足，而满二叉树则是哈夫曼树的固有特征，故选项C正确。

【解析】 在B-树和B+树的比较中，B+树由于所有数据存储在叶子节点且叶子节点通过指针链接成有序链表，可以高效地进行顺序查找（即范围查询或全表扫描）。而B-树的数据分布在整个树的节点中，叶子节点之间没有直接链接，进行顺序查找时需要从根节点开始反复进行树搜索，效率较低。因此，B-树不能像B+树那样有效地支持顺序查找，选项A的叙述不正确。

选项B正确，因为B-树和B+树都是平衡的多路搜索树，所有叶子节点处于同一层，保持了树的平衡性。选项C正确，两者都支持基于键值的随机查找，查找时间复杂度与树高相关，效率较高。选项D正确，B-树和B+树在数据库和文件系统中被广泛用作索引结构，以优化数据存取性能。

【解析】 观察排序过程中的变化：初始序列为 (84,47,15,21,25)。第一步变为 (25,47,15,21,84)，这类似于快速排序中选择第一个元素 84 作为枢轴进行分区的结果：将小于 84 的元素移至左边，大于的移至右边，最终 84 被放置到正确位置（末尾）。第二步变为 (21,25,15,47,84)，这对应于对左子序列 (25,47,15,21) 进行快速排序的分区操作，选择 25 作为枢轴，经过交换和调整后得到此序列。这些步骤符合快速排序的分区递归特性。

其他排序方法不符：冒泡排序每趟通过相邻交换将最大元素移至末尾，第一趟后应为 (47,15,21,25,84)，与第二步不同；插入排序逐步构建有序序列，不会直接将 84 移至末尾；堆排序需先建堆再交换调整，但第二步到第三步的变化不似堆调整过程。因此，所选方法为快速排序。

【解析】 排序算法的时间性能是否与初始状态相关，取决于其时间复杂度在不同输入情况下的变化。
插入排序在最好情况下（已排序）时间复杂度为 $O(n)$ ，最坏和平均为 $O(n^2)$ ，因此与初始状态有关；快速排序的平均时间复杂度为 $O(n\log n)$ ，但最坏情况下（如已排序数组且枢轴选择不当时）会退化到 $O(n^2)$ ，也与初始状态有关。

归并排序采用分治策略，无论输入数据是否有序，其时间复杂度稳定为 $O(n\log n)$ ，与初始状态无关；选择排序始终通过遍历未排序部分寻找最小（或最大）元素，其最好、最坏和平均时间复杂度均为 $O(n^2)$ ，因此也与初始状态无关。

选项 C 中的选择排序和归并排序均满足时间性能与初始状态无关的条件，而其他选项至少包含一种与初始状态相关的算法，故 C 为正确答案。

【解析】 在计算机体系结构中，对汇编语言程序员“不透明”的部件是指程序员需要直接了解或操作的部件，而“透明”的部件则由硬件自动管理，程序员无需关心其具体实现。

对于各个部件的分析如下：

• I. 指令缓冲器：用于缓存指令，由硬件自动管理，程序员不直接控制，因此是透明的。
• II. 移位器：执行移位操作，程序员通过移位指令（如SHL、SHR）使用，但移位器内部实现不可见，因此是透明的。
• III. 通用寄存器：程序员在指令中直接指定寄存器来存储数据和进行计算，是汇编编程的基础，因此是不透明的。
• IV. 中断寄存器：用于处理中断，程序员需要配置中断处理程序、设置中断向量等，在系统编程中直接操作，因此是不透明的。
• V. 乘法器：执行乘法运算，程序员通过乘法指令（如MUL）使用，但乘法器本身是硬件单元，内部实现不可见，因此是透明的。
• VI. 先行进位链：用于加速加法器，完全是硬件细节，程序员无需关心，因此是透明的。

综上所述，不透明的部件是III（通用寄存器）和IV（中断寄存器），对应选项C。

【解析】 在 8 位补码表示中，最高位是符号位：0 表示正数，1 表示负数。由于要求最小值，该数必为负数，因此符号位必须为 1。已知该数由 3 个“1”和 5 个“0”组成，因此符号位占用一个“1”，剩余 7 位由 2 个“1”和 5 个“0”组成。

补码表示中，负数的值计算公式为：

要使得数值最小，需要剩余 7 位的无符号值尽可能小。

剩余 7 位中，无符号值最小的情况是将两个“1”放在最低位（即第 0 位和第 1 位），此时剩余 7 位二进制为 0000011，对应的无符号值为 3。因此整个 8 位二进制数为 10000011。

计算数值：

即选项 C。

验证其他选项：

• -127 的补码为 10000001，只有 2 个“1”，不符合条件；
• -32 的补码为 11100000，虽符合 3 个“1”和 5 个“0”，但值为 -32，大于 -125；
• -3 的补码为 11111101，有 7 个“1”，不符合条件。

因此，最小值为 -125。

【解析】 单精度 IEEE754 浮点数采用 32 位表示，包含 1 位符号位、8 位指数位和 23 位尾数位。
规格化数的指数位不全为 0 也不全为 1，实际指数 $E=e-127$ （其中 $e$ 为指数位的无符号值），范围在 $-126$ 到 $127$ 之间；尾数部分隐含最高位 1，即实际尾数 $M=1+f$ （ $f$ 为尾数位表示的小数）。规格化负数的值为：

最接近 0 的负数需绝对值最小，因此应取最小指数 $E=-126$ （对应 $e=1$ ）和最小尾数 $M=1$ （对应 $f=0$ ）。代入公式得：

即选项 A。

选项 B 和 C 涉及因子 $2^{-23}$ ，对应于非规格化数（指数 $e=0$ 时尾数无隐含 1），不符合本题要求的规格化数条件；选项 D 的指数 $-127$ 低于规格化指数最小值 $-126$ ，不符合规格化规则。因此，只有 A 正确。

【解析】本题考查 SRAM 和 DRAM 的区别。SRAM 和 DRAM 的差别在于 DRAM 时常需要刷新，但是 SRAM 和 DRAM 都属于易失性存储器，掉电就会丢失，I 错误。SRAM 的集成度虽然更低，但速度更快，因此通常用于高速缓存 Cache，而 DRAM 则是读写速度偏慢，集成度更高，因此通常用于计算机内存，II 错误。主存可以用 SRAM 实现，只是成本高且容量相对小，III 错误。和 SRAM 相比，DRAM 成本低、功耗低、但需要刷新，IV 错误。

注意：SRAM 和 DRAM 的特点见下表。

首先，计算总存取次数：高速缓存完成 4800 次，主存完成 200 次，总次数为

命中率

由于高速缓存和主存不能同时访问，当高速缓存命中时，访问时间仅为高速缓存的存取周期 10 ns；当高速缓存未命中时，需要先访问高速缓存（耗时 10 ns），发现未命中后再访问主存（耗时 50 ns），总时间为

平均访问时间

代入数值

也可使用简化公式

两种公式结果一致，因为

效率 $e$ 定义为高速缓存存取周期与平均访问时间的比值，即

对应选项 A。

【解析】 零地址指令在指令格式中没有显式的地址字段，操作数的来源是隐含的。对于运算类的零地址指令，通常用于堆栈型计算机架构。在这种架构中，操作数存储在堆栈的顶部，执行运算时，指令会从堆栈中弹出所需操作数。例如，加法指令会弹出栈顶和次栈顶的两个操作数进行相加，然后将结果压回堆栈。因此，运算类零地址指令的操作数直接来自栈顶和次栈顶。

选项A、B、C均不符合零地址指令的特点：A中的暂存器和总线常见于其他寻址方式；B中的寄存器通常对应一地址或二地址指令；C中的ALU是运算单元，而非操作数来源。只有D正确描述了零地址指令在堆栈架构下的操作数来源。

【解析】
首先分析每个说法的正确性：

说法 I 错误。采用微程序控制方式的处理器不一定称为微处理器，微处理器通常指中央处理单元的集成芯片，其控制方式可以是微程序控制或硬连线控制，因此该说法不准确。

说法 II 正确。在微程序控制器中，每一条机器指令确实对应一个微程序，由该微程序中的微指令序列来解释和执行指令，这是微程序控制的基本原理。

说法 III 错误。微指令的编码方式中，直接编码（直接控制）方式每个控制位直接对应一个控制信号，无需解码，并行性高、执行速度快，因此执行效率较高，而不是最低。效率较低的方式通常是字段编码等需要解码的垂直型微指令。

说法 IV 正确。水平型微指令具有较长的微指令字，每个位或字段可直接控制数据通路的多个操作，允许在同一周期内发出多个控制信号，从而充分利用数据通路的并行结构。

综上，正确的说法是 II 和 IV，对应选项 B。

【解析】 在微指令的分段编码（也称为字段编码）设计中，微指令通常被划分为多个字段，每个字段控制一组相关的操作。互斥性微命令指的是那些不能在同一微周期内同时执行的微命令，例如对同一功能部件的不同操作。

为了确保这些互斥命令不会同时被激活，最有效的方法是将它们放置在同一个字段中。因为同一字段内的微命令通过编码方式表示，一次只能选择一个值，从而自然实现了互斥性。而不同字段的微命令可以并行执行，因为它们控制的是系统中不同的、独立的部件。

选项B中的多级译码通常用于字段间接编码，以扩展编码空间，但并非处理互斥命令的直接方法。选项C和D则不符合分段编码的设计原则，可能导致控制冲突或资源浪费。因此，正确答案是A，即将互斥性微命令放在同一段中。

【解析】 异步传输方式适用于设备之间速度差异较大或无需共享时钟信号的场景，它通过握手信号（如就绪和确认）来协调数据传输，能有效处理不同速度设备间的通信。

选项A中，I/O接口与打印机交换信息时，打印机作为典型的慢速外部设备，其工作速度远低于计算机内部总线，采用异步传输可以灵活适应速度不匹配，避免数据丢失或冲突。

其他选项则更适合同步传输：CPU与主存交换信息需要高速、稳定的时钟同步以保证效率；CPU和PCI总线交换信息通常基于同步时钟设计；选项D直接提及统一时序信号控制，属于典型的同步方式。因此，最应采用异步传输的是A。

【解析】 CPU响应中断时，必须保存当前程序的执行现场，以便在中断处理结束后能准确恢复原程序的运行。两个最关键的硬件状态是程序计数器（PC）和程序状态字（PSW）。PC存储了下一条要执行的指令地址，保护PC能确保中断返回后继续执行原程序；PSW包含了处理器的状态标志（如条件码、中断使能位等），保护PSW能维持处理器的状态一致性。

其他选项中，IR（指令寄存器）存放当前指令，但中断响应时通常不保护它，因为中断处理更关注未来执行的地址和整体状态；AR（地址寄存器）用于内存寻址，也不是必须保护的核心状态。因此，选项A正确。

【解析】 在操作系统中，核心态（也称为内核态或特权态）与用户态是处理器的两种运行模式。核心态下可以执行所有指令，包括特权指令，而用户态下只能执行非特权指令，以防止用户程序直接访问系统资源或影响系统安全。

选项分析如下：

A. 读时钟：读取时钟值通常不是特权指令，用户程序可以通过非特权指令或系统调用来获取时间信息，因此可以在用户态下执行。

B. 寄存器清零：清零通用寄存器（如数据寄存器）是常见的非特权指令，用户程序可以自由操作自己的寄存器，无需切换到核心态。

C. 系统调用：系统调用是用户程序主动请求操作系统服务的机制。当执行系统调用指令（如陷阱指令）时，会触发处理器从用户态切换到核心态，由操作系统内核在核心态下处理该请求。因此，系统调用的处理过程只能在核心态下执行。

D. 取数：取数指令（如从内存加载数据）通常是非特权指令，用户程序在用户态下可以访问自己的内存空间。只有访问受保护的系统内存或执行特权操作时才需核心态。

综上，只有系统调用的处理必须在核心态下完成，故正确答案为C。

【解析】 基于时间片的调度算法是指在调度过程中使用固定或可变的时间片来分配CPU时间，进程在时间片用完时会被抢占。下面对每个算法进行分析：

时间片轮转法是典型的基于时间片的调度算法，它为每个进程分配一个固定的时间片，时间片结束后进程被抢占并放回就绪队列末尾。多级反馈队列调度算法也属于基于时间片的算法，它使用多个队列，每个队列可能具有不同的时间片大小，进程在队列间移动时依据时间片进行调度。

抢占式调度算法是一个广义类别，指允许在进程运行期间将其中断的调度方式，但抢占不一定基于时间片，可能基于优先级或其他条件，因此它不特指基于时间片的算法。FCFS（先来先服务）调度算法是非抢占式的，进程一旦开始运行直到完成或阻塞，不使用时间片。高响应比优先调度算法同样是非抢占式的，基于计算响应比来选择进程，不涉及时间片。

因此，属于基于时间片的调度算法的只有Ⅰ和Ⅱ，对应选项A。

【解析】

不妨如上图所示，把十字路口车道的公共区域分为 4 块，分别为图上的 1、2、3、4，直行的车辆需要获得该方向上的两个邻近的临界资源，如北方开来的车辆需要获得 1、2 两个临界资源。南方开来的车需要获得 3、4 两个临界资源。而往右转的车辆则只需要获得一个临界资源，比如北方来车右转的情况需要获得 1 这个临界资源。左转的情况需要获得 3 个临界资源，比如北方来车左转组需要 1、2、3 号临界资源。综上所述，4 个临界资源便可以很好地保证车子不相撞（即互斥的效果）。当然只用 4 个信号量还是很容易造成死锁的，不过这并不是本题要考虑的问题，题目中问到的是至少用几个信号量。

也可以用排除法来做该题，该路口可以有南北方向车同时直行，所以临界资源个数大于或等于 2，排除 A。该路口可以 4 个方向车都左转，所以临界资源个数大于或等于 4，排除 B。D 选项通常不会选，所以选 C。

【解析】 首先分析进程同步关系。信号量 s1 和 s2 初始值为 0，因此 P2 中的 P(s1) 必须等待 P1 执行 V(s1) 后才能继续，而 P1 中的 P(s2) 必须等待 P2 执行 V(s2) 后才能继续。这强制了执行顺序：P1 必须先执行到 V(s1)，P2 才能执行 P(s1) 之后的代码；P2 必须执行到 V(s2)，P1 才能执行 P(s2) 之后的代码。

具体执行顺序如下：

1. P1 执行：
   $y=1$ → $y=1+2=3$ → $z=y+1=3+1=4$ （覆盖初始 $z=2$ ）→ V(s1) 使 $s1=1$ 。
2. P1 执行 P(s2)，但 $s2=0$ ，因此阻塞。
3. P2 执行：
   $x=1$ → $x=1+1=2$ → P(s1) 因 $s1=1$ 而继续， $s1=0$ → $x=x+y=2+3=5$ （此时 $y=3$ 来自 P1）→ $z=x+z=5+4=9$ （此时 $z=4$ 来自 P1）→ V(s2) 使 $s2=1$ 。
4. P1 因 $s2=1$ 而唤醒，执行 $y=z+y=9+3=12$ （此时 $z=9$ 来自 P2， $y=3$ 来自之前）。

最终， $x=5$ ， $y=12$ ， $z=9$ ，对应选项 C。其他选项的数值与上述计算不符，因此 C 正确。

【解析】 对外存对换区（swap area）的管理是操作系统虚拟内存机制的关键部分，主要用于在物理内存不足时，将暂时不用的内存页换出到外存，并在需要时换入。这一过程直接影响系统的性能和用户体验。

管理对换区的主要目标应聚焦于优化交换操作的效率，因为换入换出速度直接决定了内存交换的延迟。如果换入换出速度慢，会导致进程频繁等待数据加载，增加响应时间，降低系统整体吞吐量。因此，提高换入、换出速度是对换区管理的核心目标，它通过减少交换延迟来提升系统性能。

相比之下，其他选项虽有一定关联，但并非主要目标。提高系统吞吐量（A）是最终效果之一，但更依赖于换入换出速度的优化；提高存储空间的利用率（B）重要，但对换区作为专用区域，其空间管理通常以支持快速交换为前提；降低存储费用（C）涉及硬件成本，而对换区管理更关注性能而非经济因素。因此，正确答案是D。

【解析】 虚拟地址空间大小为 $2^{48}$ 字节，页大小为 $2^{13}$ 字节，因此虚拟地址的页内偏移占 13 位，剩余 $48-13=35$ 位用于页表索引。每个页表项为 8 字节，页大小 $2^{13}$ 字节，故一页可容纳 $2^{13}/8=2^{10}$ 个页表项，即每个页表最多有 $2^{10}$ 个条目，对应每级页表索引最多占 10 位（满足 $2^{10}\times 8\le 2^{13}$ ）。

设多级页表级数为 $k$ ，每级索引位数分别为 $a_1,a_2,\dots ,a_k$ ，需满足 $a_1+a_2+\cdots +a_k=35$ 且每个 $a_i\le 10$ 。为最小化 $k$ ，应使每级索引位数尽可能大，即取 $a_i=10$ 。当 $k=3$ 时，最大索引位数为 $3\times 10=30<35$ ，无法覆盖全部 35 位；当 $k=4$ 时，可分配为 $10,10,10,5$ （总和 35），每个 $\le 10$ ，满足要求。因此最小级数为 4。

【解析】
每个磁盘块大小为 1024 字节，每个盘块索引号占用 4 字节，因此一个索引块可以存储的索引号数量为

个。

在三级索引分配方法中，文件通过三级间接索引访问数据块：

• 顶级索引块（三级间接块）存储 256 个指针，每个指向一个二级索引块；
• 每个二级索引块存储 256 个指针，每个指向一个一级索引块；
• 每个一级索引块存储 256 个指针，每个指向一个数据块。

因此，总数据块数为

块。

每个数据块大小为 1024 字节（即 $2^{10}$ 字节），所以最大文件长度为

字节。

由于

因此文件长度为

故最大文件长度约为 16 GB，选项 A 正确。

【解析】
采用 SSTF 算法，磁头从起始位置 100 开始，每次选择距离当前磁头位置最近的请求进行服务。具体过程如下：

• 初始位置 100，距离最近的请求是 90（距离 10），磁头移动到 90，移动 10 磁道。
• 位置 90，最近请求是 58（距离 32），移动到 58，累计移动 42 磁道。
• 位置 58，最近请求是 55（距离 3），移动到 55，累计 45 磁道。
• 位置 55，最近请求是 39（距离 16），移动到 39，累计 61 磁道。
• 位置 39，最近请求是 38（距离 1），移动到 38，累计 62 磁道。
• 位置 38，最近请求是 18（距离 20），移动到 18，累计 82 磁道。
• 位置 18，剩余请求中最近的是 150（距离 132），移动到 150，累计 214 磁道。
• 位置 150，最近请求是 160（距离 10），移动到 160，累计 224 磁道。
• 位置 160，最后请求 184（距离 24），移动到 184，累计 248 磁道。

因此，磁头总移动磁道数为 248，对应选项 D。

【解析】 根据香农定理，信道的最大数据速率由公式

决定，其中 $C$ 为最大数据速率（单位 b/s）， $B$ 为信道带宽（单位 Hz）， $S/N$ 为信噪比线性值。

题目给出带宽 $B=4\text{kHz}=4000\text{Hz}$ ，信噪比为 $30\text{dB}$ 。首先需要将分贝形式的信噪比转换为线性值，转换公式为

代入 $30\text{dB}$ 得

计算得

因此

接下来代入香农公式：

由于 $1001$ 接近 $1000$ ，可近似为 ${\log }_2(1000)$ 。使用换底公式计算

因此

约合 $39.86\text{kb/s}$ 。四舍五入后最接近 $40\text{kb/s}$ ，故选项 D 正确。

【解析】 在以太网的CSMA/CD协议中，冲突检测的有效性依赖于帧的发送时间不小于信号在电缆中的往返传播延迟。当数据传输率提高时，帧的发送时间会相应缩短（发送时间=帧长/数据率），这可能导致在帧发送完毕前无法检测到冲突，从而影响网络可靠性。

为了确保冲突检测，需要维持“帧发送时间≥往返传播延迟”的条件。解决方案可以从两方面入手：一是减少电缆长度，从而降低信号传播延迟，使得往返时间缩短，这样即使发送时间较短也能覆盖冲突检测窗口；二是增加最短帧长，直接延长帧的发送时间，保证有足够时间检测冲突。因此，选项B中的减少电缆介质长度或增加最短帧长是正确的做法。

其他选项分析：A和C中的减少最短帧长会进一步缩短发送时间，加剧冲突检测困难；C中的增加电缆长度会增大传播延迟，要求更长的帧发送时间，与数据率提高的效应叠加后问题更严重；D中的“提高存取、换出速度”并非CSMA/CD标准中解决此问题的有效方法，且表述模糊。

【解析】 首先，子网掩码为 255.255.192.0，转换为二进制是 11111111.11111111.11000000.00000000，即前缀长度为 /18。网络部分占前 18 位，主机部分占后 14 位。

主机 129.23.144.16 的 IP 地址二进制为 10000001.00010111.10010000.00010000。与子网掩码按位与后得到子网地址：第一、二字节不变（129.23），第三字节仅保留前两位（10），后六位置零得 10000000（即 128），第四字节全零。因此子网地址为 129.23.128.0/18。

该子网的范围由第三字节决定：由于子网掩码第三字节为 192（二进制 11000000），子网划分以 64 为增量。子网地址第三字节为 128（128 = 2 × 64），所以该子网覆盖第三字节从 128 到 191 的 IP 地址，即 129.23.128.1 至 129.23.191.254。

现在检查各选项是否在同一子网：

• A. 129.23.191.21：第三字节 191，在 128~191 范围内，子网地址为 129.23.128.0，在同一子网。
• B. 129.23.127.222：第三字节 127，小于 128，计算得其子网地址为 129.23.64.0（127 ÷ 64 整数部分为 1，1 × 64 = 64），不在同一子网。
• C. 129.23.130.33：第三字节 130，在 128~191 范围内，子网地址为 129.23.128.0，在同一子网。
• D. 129.23.148.127：第三字节 148，在 128~191 范围内，子网地址为 129.23.128.0，在同一子网。

因此，只有主机 129.23.127.222 与主机 129.23.144.16 不在同一子网，必须通过路由器才能通信。

【解析】 在TCP/IP模型中，网络层（或称互联网层）主要使用IP协议，负责将数据包从源主机路由到目的主机。由于不同物理网络的MTU（最大传输单元）可能不同，当IP数据报的大小超过某段网络的MTU时，网络层会在传输过程中对其进行分片。这些分片作为独立的IP数据报传输，并在到达目的主机后，由网络层根据分片头部的信息（如标识符、偏移量等）进行重组，恢复原始数据报。因此，分段的重组工作由网络层完成。

另一方面，传输层（如TCP协议）负责端到端的可靠通信。在分组交换网络中，各个分组可能通过不同路径传输，导致到达顺序混乱。TCP协议通过为每个数据段分配序列号，在接收端对到达的数据段进行排序，确保数据以正确的顺序交付给应用层。因此，排序工作由传输层完成。

综合来看，排序是传输层的功能，而重组是网络层的功能，选项D正确描述了这一点。其他选项混淆了这两项职责在TCP/IP模型中的归属。

【解析】 ARP（地址解析协议）的主要作用是在局域网中根据已知的IP地址来查询对应的MAC地址，以实现数据链路层的通信。当一台设备需要解析某个IP地址的MAC地址时，它会发送一个ARP请求报文，这个请求以广播形式发送到整个本地网络，因为发送者尚未知道目标设备的MAC地址，无法直接寻址。

收到ARP请求的节点会检查请求中的目标IP地址是否与自己的IP地址匹配。如果匹配，该节点就会准备一个ARP响应报文。由于在ARP请求报文中包含了发送者的IP地址和MAC地址，响应节点可以直接使用这些信息，将ARP响应通过单播方式发送回请求节点，而无需再次广播。单播发送提高了网络效率，避免了不必要的网络流量。

因此，ARP响应是通过单播发送的，对应选项A。其他选项中，组播和广播通常用于一对多通信，而点播并非标准网络术语，常与单播同义，但在此上下文中单播是最准确的描述。

【解析】 本题考查对 TCP 协议的理解。TCP 是在不可靠的 IP 层之上实现可靠的数据传输协议，它主要解决传输的可靠、有序、无丢失和不重复的问题，其主要特点是：①TCP 是面向连接的传输层协议。②每一条 TCP 连接只能有两个端点，每一条 TCP 连接只能是端对端的（进程—进程）。③TCP 提供可靠的交付服务，保证传送的数据无差错、不丢失、不重复且有序。④TCP 提供全双工通信，允许通信双方的应用进程在任何时候都能发送数据，为此 TCP 连接的两端都设有发送缓存和接收缓存。⑤TCP 是面向字节流的，虽然应用程序和 TCP 的交互是一次一个数据块（大小不等），但 TCP 把应用程序交下来的数据看成仅仅是一连串的无结构的字节流。

Ⅰ：IP 协议才是点到点的通信协议（也说是主机—主机），而 TCP 是端到端的协议，故Ⅰ错误；
Ⅱ：TCP 提供面向连接的可靠数据传输服务，故Ⅱ错误；
Ⅲ：IP 数据报不是由传输层来组织的，而应该由网络层加上 IP 数据报的首部来形成 IP 数据报，故Ⅲ错误；
Ⅳ：前面已经分析，正确。

综上，Ⅰ、Ⅱ和Ⅲ都是错误的。

【解析】
首先，TCP 发送方的实际发送窗口大小由拥塞窗口（cwnd）和接收方通告窗口（rwnd）共同决定，取两者最小值。初始时，cwnd = 4 KB，ssthresh = 2 KB，由于 cwnd > ssthresh，因此 A 处于拥塞避免阶段。在拥塞避免阶段，当发送的数据在一个 RTT 内被全部确认后，cwnd 会线性增加一个 MSS（1 KB），因此更新后的 cwnd = 4 KB + 1 KB = 5 KB。

然而，确认报文中携带的窗口字段值为 2 KB，即接收方通告窗口 rwnd = 2 KB。因此，下一个 RTT 中 A 的发送窗口大小为

所以，A 最多能向 B 发送 2 KB 数据。

【解析】 中缀表达式转换为后缀表达式时，使用堆栈暂存运算符。对于表达式 $A-(B+C)\times E$ ，从左到右扫描：

• 扫描到操作数 $A$ ：直接输出，堆栈为空。
• 扫描到运算符 $-$ ：堆栈为空，将 $-$ 压栈。
• 扫描到左括号 $($ ：直接压栈，堆栈为 $-,($ （栈底到栈顶，下同）。
• 扫描到操作数 $B$ ：输出，堆栈不变。
• 扫描到运算符 $+$ ：栈顶为左括号，直接压栈，堆栈为 $-,(,+$ 。
• 扫描到操作数 $C$ ：输出，堆栈不变。
• 扫描到右括号 $)$ ：弹出栈顶运算符 $+$ 并输出，接着弹出左括号 $($ 丢弃，堆栈变为 $-$ 。
• 扫描到运算符 $\times$ ：比较优先级， $\times$ 高于栈顶 $-$ ，因此压栈，堆栈变为 $-,\times$ 。
• 扫描到操作数 $E$ ：此时堆栈保持不变，运算符依次为 $-$ 和 $\times$ 。

对应选项，A 为 $-\times$ ，符合结果。其他选项中，B、C、D 的运算符组合与扫描过程中的实际堆栈状态不符。

【解析】 二叉树是一种树形结构，其特点是每个结点最多有两个子结点，且子结点有左右之分，称为左子结点和右子结点。树的度定义为树中所有结点的度的最大值，而结点的度是指该结点拥有的子结点数。因此，在二叉树中，结点的度可以是 0、1 或 2，这意味着整个二叉树的度可以是 0、1 或 2，即可以小于 2。选项 B 正确，因为它反映了二叉树度可以小于 2 的可能性。

选项 A 错误，因为二叉树的度不一定为 2，例如只有一个根结点的二叉树度为 0。选项 C 错误，因为二叉树中并不要求至少有一个结点的度为 2，例如所有结点度均为 0 或 1 的二叉树是存在的。选项 D 错误，因为二叉树强调每个结点最多有两个子结点且有序，但“度为 2 的有序树”可能被误解为所有结点度均为 2，而二叉树允许结点度小于 2，因此两者并不完全等价。

【解析】 前序遍历的顺序是根节点、左子树、右子树；中序遍历的顺序是左子树、根节点、右子树。要使两者结果相同，需满足序列的对应关系。

对于只有根结点的二叉树，前序和中序都仅包含根节点，序列相同，因此 I 正确。

对于根结点无右孩子的二叉树，若根结点有左孩子，则前序以根节点开头，中序以左子树节点开头，序列不同；若左孩子也为空（即只有根结点），则与 I 相同。因此 II 不一定成立。

对于所有结点只有左子树的二叉树（即左斜树），前序从根节点开始向下访问左孩子，中序从最左叶子开始向上访问，两者序列相反，因此 III 错误。

对于所有结点只有右子树的二叉树（即右斜树），每个节点的左子树为空，中序遍历中节点在左子树之后访问，由于左子树为空，节点立即被访问，然后访问右子树，递归地使得整个树的前序和中序序列一致，因此 IV 正确。

综上所述，I 和 IV 正确，对应选项 D。

【解析】
本题考查 B-树的性质。
m 阶 B-树根结点至少有两棵子树（这两棵子树可以是空树），其他非叶结点至少有 $\lceil \frac{m}{2}\rceil$ 棵子树，因此 I 错误。II 是 B+ 树的性质。
B-树又称多路平衡查找树，叶结点都在同一层次上，可视为查找失败结点，因此 III 正确。
结点的分裂不一定会使树高增加 1，如图 1 所示；只有当分裂传递到根结点并使根结点也分裂时，树高才会增加 1，如图 2 所示，因此 IV 错误。

【解析】 快速排序的一次划分通常以序列的第一个元素作为基准（pivot）。对于序列 28,16,32,12,60,25,72，选择 28 作为基准，目标是将序列划分为左边所有元素小于 28，右边所有元素大于 28。常见划分方法（如 Lomuto 划分）的步骤如下：

• 从左向右扫描，将小于 28 的元素移动到左侧，大于等于 28 的元素留在右侧。
• 最终交换基准元素到正确位置。

具体过程：初始化基准为 28。遍历序列，小于 28 的元素有 16、12 和 25。通过交换操作，划分后基准 28 位于中间位置，左边为小于 28 的元素（顺序可能改变），右边为大于 28 的元素。划分结果为左边序列 (25,16,12)，基准 28，右边序列 (60,32,72)。

观察选项，B 选项为 (5,16,12) 28 (60,32,72)，其中左边有三个元素，与小于 28 的元素个数一致；右边为 (60,32,72)，与大于 28 的元素一致。虽然 B 中写为“5”，但根据序列元素推断应为“25”（可能为笔误），且其他选项左边元素个数不符合要求，因此 B 为正确答案。