模拟卷 3

【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。

【解析】 32 位微处理器通常指其内部架构设计为处理 32 位数据，因此通用寄存器的宽度一般为 32 位，这是其基本特征之一。选项 A 中使用了“一般”一词，涵盖了常见情况，因此说法正确。

对于选项 B，地址总线宽度并不总是与处理器位数相同。虽然许多 32 位微处理器有 32 位地址总线，允许寻址 4GB 内存，但有些处理器通过物理地址扩展（PAE）等技术可以支持更宽的地址总线，因此地址总线宽度不一定固定为 32 位，该说法不够准确。

选项 C 明显错误，因为 32 位微处理器基于 32 位指令集架构，无法原生运行 64 位操作系统。64 位操作系统需要 64 位硬件支持，包括 64 位寄存器和指令集。

由于选项 A 正确，选项 D“以上说法均不正确”自然不成立。因此，本题正确答案是 A。

【解析】 首先，程序中的 int n = 0xAlB6; 可能存在笔误，十六进制数字应为 0-9 和 A-F，因此合理推测为 0xA1B6。机器数字长 16 位，因此 int 和 unsigned int 均为 16 位。

n 的初始值为 0xA1B6，二进制表示为 1010 0001 1011 0110。作为有符号整数，其最高位为 1，表示负数，但赋值给无符号整数 m 时，位模式保持不变，m 的初始值同样为 0xA1B6（无符号解释为 41398）。

执行 m = m >> 1; 时，由于 m 是无符号整数，右移操作为逻辑右移，高位补 0。原始二进制 1010 0001 1011 0110 右移一位后变为 0101 0000 1101 1011，转换为十六进制为 0x50DB。

机器采用大端方式存储，即高位字节在低地址，低位字节在高地址，但内存中的字节顺序不影响值的十六进制表示。因此，m 在内存中的结构对应十六进制值 50DBH，与选项 A 一致。

【解析】

叙述Ⅰ错误：定点补码运算时，符号位参与运算。补码表示法允许符号位与数值位一同进行算术运算，无需单独处理符号，这是补码的优势之一。

叙述Ⅱ正确：浮点运算通常包括阶码运算和尾数运算两部分。例如浮点加法需要对阶（调整阶码）、尾数相加和规范化等步骤，涉及这两部分的协调操作。

叙述Ⅲ正确：在浮点乘除运算中，阶码部件执行加减操作。乘法时阶码相加，除法时阶码相减，因此阶码运算仅限于加减。

叙述Ⅳ错误：浮点数的正负由尾数的符号位决定，而非阶码。阶码表示指数，常用移码表示，其符号不影响整个数的正负。

叙述Ⅴ错误：尾数部件不仅进行乘除运算，还进行加减运算。例如浮点加减法需对尾数进行加减操作，因此尾数部件功能不限于乘除。

综上，仅叙述Ⅱ和Ⅲ正确，对应选项 D。

【解析】 由 8K×8 位的芯片组成 32K×32 位的存储器，存储字长 32 位，按字编址。总容量为 32K 字，需 15 根地址线（A14~A0）。每个芯片容量为 8K×8 位，提供 8K 个 8 位单元，需 13 根地址线（A12~A0）。为构成 32 位字长，需 4 个芯片并行为一组，每组覆盖 8K 字（因芯片内 8K 单元对应相同字地址的 8 位部分）。32K 字需 4 组芯片，地址空间分为 4 个 8K 字的区间：0x0000~0x1FFF（A14A13=00）、0x2000~0x3FFF（01）、0x4000~0x5FFF（10）、0x6000~0x7FFF（11）。

地址 41F0H 对应十进制 16880，落在第三个区间 0x4000~0x5FFF（A14A13=10）。该区间对应一个芯片组，组内每个芯片覆盖相同的字地址范围。因此，地址 41F0H 所在芯片的最大字地址为区间上限 0x5FFF（即 5FFFH）。

【解析】 Cache 容量为 128KB，块大小为 16 字节，因此总块数为 128KB / 16B = 8192 块。采用 8 路组相联映射，组数为 8192 / 8 = 1024 组，故索引（Index）需要 10 位（2¹⁰ = 1024）。块内偏移（Offset）需要 4 位（2⁴ = 16 字节）。地址 1234567H 为 28 位（7 个十六进制数字），因此标记（Tag）位数为 28 - 10 - 4 = 14 位。

Tag 通过将地址右移（Offset 位数 + Index 位数）即 14 位得到。1234567H 右移 14 位相当于除以 2^14（16384），计算得 1234567H / 4000H ≈ 48DH（或十进制 19088743 / 16384 = 1165，即 48DH）。选项 C 的 048DH 即为该值，因此 Tag 为 048DH。

【解析】 相对寻址的转移指令占两个字节，第一个字节为操作码，第二个字节为相对位移量（补码表示）。CPU 每取一个字节，PC 自动加 1。初始 PC=2000H，取指令过程如下：从 2000H 取操作码后 PC=2001H；从 2001H 取位移量后 PC=2002H。取指完成后，PC 指向下一条指令地址 2002H。

相对寻址的目标地址计算公式为：目标地址 = 当前 PC + 位移量。此处当前 PC 为取指后的值 2002H。题目中指令为 JMP * 9，其中“9”应为位移量。但结合选项，目标地址均小于 2002H，说明位移量为负数。若位移量为 -9（补码表示为 F7H），则目标地址 = 2002H + (-9) = 1FF9H。

因此，执行完这条指令后，PC 值为 1FF9H，对应选项 C。

【解析】 首先，CALL 指令为双字长直接寻址，且存储器按字编址，因此指令占用两个字：第一个字包含操作码和寻址特征，第二个字为地址码 5000H。程序计数器当前值为 1000H，即指令起始地址，故指令占地址 1000H 和 1001H，下一条指令地址为 1002H，此即返回地址。

其次，执行 CALL 指令时需将返回地址压栈。初始栈指针 SP=0100H，栈顶内容（地址 0100H 处）为 1234H。进栈操作描述“先 (SP) ← (SP)，后存入数据”应理解为栈向下增长，压栈前 SP 先减 1（因按字编址，压入一个字占用一个地址单位），即

然后将返回地址 1002H 存入新 SP 指向的地址 00FFH。

因此，执行后 SP=00FFH，栈顶内容（地址 00FFH 处）=1002H。选项 D 符合。

**【解析】**在取指周期的微操作序列中：

• 微操作 a（MAR←(PC)）与微操作 c（PC←(PC)+1）可以并行执行。因为 a 读取 PC 的当前值用于地址传输，c 更新 PC 为新值。在硬件设计上，可以在同一节拍内先读取 PC 的旧值，再更新为新值，两者无冲突。
• 微操作 b（MDR←Memory, Read）依赖于 a 提供的地址，必须在 a 之后单独节拍执行。
• 微操作 d（IR←(MDR)）依赖于 b 读取的数据，必须在 b 之后单独节拍执行。

因此，最少需要 3 个节拍周期：

1. 第一节拍并行执行 a 和 c；
2. 第二节拍执行 b；
3. 第三节拍执行 d。

这种设计优化了节拍数，提高了取指效率。

【解析】
间接寻址需要两次访问内存：第一次使用指令中的地址（间接地址）访问内存，得到的是操作数的真实地址。这个从内存读取出的地址信息需要传回 CPU，以便进行第二次访问。

在计算机系统总线中，地址总线用于 CPU 向内存发送地址信号，是单向的；数据总线用于在 CPU 和内存之间双向传输数据，包括指令、操作数或地址值。第一次访问内存后，内存将读到的地址作为数据通过数据总线送回 CPU。控制总线负责传输控制信号，不参与具体数据或地址的传输；总线控制器是管理总线的部件，与信息传输路径无关。

因此，第一次访问内存所得的信息（即操作数的真实地址）是通过数据总线传送到 CPU 的。

【解析】 程序查询（Ⅰ）完全由软件实现，CPU 通过执行指令不断轮询设备状态，无需硬件辅助，属于纯软件方式。

程序中断（Ⅱ）由硬件和软件共同实现：硬件负责检测中断信号并触发，软件则通过中断服务程序处理具体 I/O 操作，是典型的软硬结合方式。

DMA（Ⅲ）同样需要软硬协作：硬件由 DMA 控制器直接管理数据传送，软件则负责初始化控制器、设置参数并在传输完成后处理中断。

通道（Ⅳ）是一种高级 I/O 控制机制，硬件上通道控制器执行通道程序独立管理 I/O，软件上由 CPU 启动和监控通道操作，也依赖于软硬结合。

因此，Ⅱ、Ⅲ和Ⅳ均符合“软件和硬件相结合”的实现方式。

【解析】
在操作系统的各个功能中，有些需要依赖专门的硬件机制才能实现，而有些则主要通过软件算法管理。本题中的四个功能分析如下：

Ⅰ. 中断系统：中断用于处理异步事件，如设备输入或错误条件。它需要硬件支持，例如中断控制器和 CPU 的中断引脚，以检测和响应中断请求，因此中断系统必须依赖专门硬件。

Ⅱ. 时钟管理：操作系统依靠时钟进行任务调度、超时控制和性能统计等。时钟通常由硬件时钟（如实时时钟 RTC）和可编程定时器提供，以产生周期性中断，因此时钟管理也需要专门的硬件支持。

Ⅲ. 地址映射：这涉及虚拟内存到物理内存的转换，是现代操作系统的核心功能。地址映射必须由内存管理单元（MMU）等硬件来实现快速地址转换和存储保护，因此同样需要专门硬件。

Ⅳ. 页面调度：页面调度是虚拟内存管理的一部分，指当物理内存不足时选择哪些页面换出到磁盘。尽管页面调度依赖于硬件（如 MMU）来触发缺页中断，但调度算法本身（如 LRU、FIFO）是由操作系统软件实现的，不需要专门的硬件支持来执行调度决策。

综上所述，只有页面调度（Ⅳ）不需要专门硬件支持，因此正确答案是 D。

【解析】 系统中有 n（n>2）个进程，当前没有执行进程调度程序，意味着调度程序未被调用或未运行，进程状态处于某个稳定时刻。在操作系统中，进程状态包括运行、就绪和等待。运行进程占用 CPU，调度程序通常只在进程切换时（如时间片用完、阻塞或终止）被触发执行。

选项 A、B、C 中均存在一个运行进程。此时 CPU 正被占用，调度程序可能因运行进程未主动放弃 CPU（如未发生 I/O 请求或时间片未耗尽）而未执行，因此这些状态可能成立。例如，A 中运行进程执行时其他进程均等待；B 中运行进程执行时所有其他进程就绪；C 中运行进程执行时一个就绪、其他等待。

选项 D 描述没有运行进程但有 2 个就绪进程。若没有运行进程，CPU 空闲，但就绪进程存在，系统必须通过调度程序选择一个进程投入运行。当前没有执行调度程序，则无法完成从就绪到运行的转换，该状态在逻辑上不可能稳定存在。因此，D 不可能发生。

【解析】
由于进程 B 的调度优先级高于进程 A，且 CPU 非抢占（进程 A 占用 CPU 时不可被打断），初始时两进程同时就绪，CPU 优先分配给进程 B。
通过模拟并发执行的时间线：

• 进程 B 首先运行 CPU 20ms（0–20ms），随后进程 A 运行 CPU 25ms（20–45ms）。
• 进程 A 请求 IO1 时需等待至 50ms（因 IO1 被 B 占用），之后 A 使用 IO1 30ms（50–80ms），同时 B 运行 CPU 20ms（50–70ms）后使用 IO2 20ms（70–90ms）。
• A 在 80ms 就绪后运行 CPU 20ms（80–100ms），期间 B 在 90ms 就绪但因 A 占用 CPU 而等待。
• A 随后使用 IO2 20ms（100–120ms），B 运行 CPU 10ms（100–110ms）后等待 IO2 至 120ms。
• B 使用 IO2 20ms（120–140ms），A 运行 CPU 20ms（120–140ms）。
• 最后 A 使用 IO1 30ms（140–170ms）结束，B 运行 CPU 45ms（140–185ms）结束。

因此进程 A 在 170ms 结束，进程 B 在 185ms 结束，进程 A 先结束。

【解析】 死锁是指两个或多个实体因竞争资源而陷入相互等待的状态，每个实体都持有部分资源并等待其他实体释放资源，从而导致所有实体无法继续执行。死锁通常需要满足互斥、持有并等待、不可抢占和循环等待等条件。

选项 A 描述的是单车道桥供双向车辆通行：如果双向车辆同时进入桥面，会面对面卡住，彼此都需要对方后退才能通行，形成了资源竞争和相互等待，符合死锁的特征。

选项 B 描述的是高速公路大堵车因为桥被台风吹垮：堵车是由于外部灾难导致资源（桥）被破坏而不可用，并非实体之间因竞争资源而相互等待。这里没有循环等待或资源持有的过程，只是道路中断造成的阻塞，因此不属于死锁案例。

选项 C 描述的是单轨铁路上两列列车迎面相遇：双方都需要轨道资源才能前进，但轨道被对方占用，彼此等待对方退让，形成典型的资源竞争和循环等待，是死锁的案例。

选项 D 描述的是两位木匠资源分配不均：一位有榔头无钉子，另一位有钉子无榔头，如果双方都持有自己的资源并等待对方的资源，工作就无法进行，类似于哲学家就餐问题中的死锁场景。

因此，除选项 B 之外，其他选项都是死锁的案例。

【解析】 在请求调页存储管理中，页表项中的修改位（也称为脏位）用于标识页面自调入内存后是否被写入过。当系统需要腾出内存空间以调入新页面时，会触发页面淘汰过程。此时，修改位的状态至关重要：

• 若页面未被修改（修改位为 0），则可以直接丢弃，因为磁盘上已有相同副本；
• 若页面已被修改（修改位为 1），则必须将其写回磁盘以保持数据一致性。

因此，修改位主要为淘汰页面提供参考，以优化 I/O 操作，避免不必要的磁盘写入。其他选项如程序修改、分配页面或调入页面，均不直接依赖修改位作为关键决策依据。

【解析】 首先，分析四种动态分区分配算法对给定内存请求序列的处理情况。初始空闲分区按地址顺序为：100KB、450KB、250KB、200KB、600KB。进程申请序列为：212KB、417KB、112KB、426KB。总申请内存为 1167KB，小于总空闲内存 1600KB，但分配成功与否取决于算法策略和分区匹配。

对于首次适应算法，从起始地址搜索：212KB 分配至 450KB 分区（剩余 238KB），417KB 分配至 600KB 分区（剩余 183KB），112KB 分配至 238KB 分区（剩余 126KB），但 426KB 无法找到足够大分区（最大剩余为 250KB），因此分配失败。

对于邻近适应算法，从当前指针搜索（初始在起始点）：212KB 分配至 450KB 分区（指针移至其后），417KB 分配至 600KB 分区（指针移至末尾后循环回起始），112KB 分配至 238KB 分区（剩余 126KB），但 426KB 搜索时从剩余分区中找不到足够大空间（最大为 250KB），因此分配失败。

对于最佳适应算法，每次选择最小足够大的分区：212KB 分配至 250KB 分区（剩余 38KB），417KB 分配至 450KB 分区（剩余 33KB），112KB 分配至 200KB 分区（剩余 88KB），426KB 分配至 600KB 分区（剩余 174KB），所有请求均成功分配。

对于最坏适应算法，每次选择最大分区：212KB 分配至 600KB 分区（剩余 388KB），417KB 分配至 450KB 分区（剩余 33KB），112KB 分配至 388KB 分区（剩余 276KB），但 426KB 请求时最大剩余分区为 276KB，不足分配，因此失败。

综上，只有最佳适应算法能够完全完成所有分配任务。

【解析】
操作系统的 I/O 子系统通常分为四个层次：用户级 I/O 软件、设备无关软件、设备驱动程序和中断处理程序。检查设备的就绪状态是指直接查询硬件设备是否准备好执行 I/O 操作，这一功能需要与设备控制器进行底层交互。

设备驱动程序位于设备无关软件之下，直接管理特定硬件设备的操作，包括初始化设备、发送命令、轮询状态或处理中断。因此，检查设备就绪状态的具体实现由设备驱动程序完成。其他层次中，用户级 I/O 软件提供库函数接口，设备无关软件处理设备独立性和通用协议，中断处理程序则被动响应设备完成事件，均不直接负责主动检查设备状态。

【解析】
在双缓冲区系统中，处理每个数据块需经历三个阶段：从磁盘读入缓冲区（时间 $T_1$ ）、从缓冲区传送到用户区（时间 $T_2$ ，且 $T_2$ 远小于 $T_1$ 和 $T_3$ ）、CPU 处理（时间 $T_3$ ）。双缓冲区允许重叠不同数据块的 I/O 操作与 CPU 处理，即当 CPU 处理一个数据块时，可以同时从磁盘读入下一个数据块。

处理 $n$ 个数据块时，第一个数据块需顺序完成三个阶段，耗时 $T_1+T_2+T_3$ 。后续数据块的处理起始时间受限于磁盘读和 CPU 处理中的较慢者，因为读操作与 CPU 处理可并行，但各自串行执行。因此，从第二个数据块开始，每个数据块的处理时间由 $\max (T_1,T_3)$ 主导，加上必须的传输时间 $T_2$ （已包含在第一个块中）。

总时间即为第一个块的完整时间加上后续 $n-1$ 个块的最大阶段时间，即 $(n-1)\times \max (T_1,T_3)+T_1+T_2+T_3$ 。

• 若 $T_1\ge T_3$ ，总时间为 $n\times T_1+T_2+T_3$ ；
• 若 $T_3>T_1$ ，总时间为 $T_1+T_2+n\times T_3$ 。
  两种情形均与选项 D 一致。其他选项未正确反映重叠操作的时间优化，故错误。

【解析】 本题考察对网络体系结构中分层概念核心原则的理解。

• 选项 A 错误。分层设计的关键思想是隔离，上层无需关心下层的具体实现，更不必直接与物理介质交互。只有最底层（物理层）直接与传输介质相关。
• 选项 B 错误。不同的网络体系结构（如 OSI 模型有 7 层，TCP/IP 模型有 4 层）在层次数量、名称和功能划分上并不相同。
• 选项 C 正确。分层的基本原则是将相关的网络功能组合在同一层，每一层提供特定的服务，并通过接口与相邻层通信。
• 选项 D 错误。网络体系结构定义的是各层的功能与层间接口，并不规定功能的具体实现方法，具体实现可以多样化，这正是分层模型的优势之一。

因此，正确答案是 C。

【解析】
在计算机网络中，传输介质（如电缆或光纤）的信号会随着距离增加而衰减，这可能导致数据丢失或错误。为了延长传输距离，需要在物理层安装设备来重新生成或增强信号。

中继器正是这样的设备，它工作在 OSI 模型的物理层，接收衰减的信号，将其放大或重新生成后转发，从而扩展网络的覆盖范围。因此，中继器是解决信号衰减问题的标准选择。

其他选项的功能不同：放大器虽然也能放大信号，但在网络术语中更常用中继器来描述这一功能；路由器用于连接不同网络并选择路径，工作在网络层；网桥用于连接网段并过滤数据帧，工作在数据链路层，两者均不直接针对物理信号衰减问题。

【解析】 首先将四条路由的第三个八位组转换为二进制：129（10000001）、130（10000010）、132（10000100）、133（10000101）。前两个八位组 172.18 相同，共同前缀至少 16 位。比较第三个八位组的二进制位，从高位到低位，前 5 位（10000）完全相同，第 6 位开始出现差异。因此共同前缀总长度为 16 位加 5 位，即 21 位。

聚合时，网络地址的前 21 位固定，主机位置 0。第三个八位组的前 5 位为 10000，后 3 位置 0，得到 10000000，即 128。所以聚合后的网络地址为 172.18.128.0/21。

验证覆盖范围：/21 网络的第三个八位组范围为 128~135，包含 129、130、132、133，完全覆盖四条路由。其他选项中，B 和 C 的/22 网络覆盖 128~131，缺失 132 和 133；D 的/23 网络覆盖 132~133，缺失 129 和 130。因此 A 正确。

【解析】
在 TCP 协议的三次握手中，第一次握手由发送方（如客户端）发起，目的是请求建立连接。此时，发送方发送一个 SYN 报文，其中 SYN 标志位设置为 1，表示同步序列号。同时，发送方会选择一个初始序列号（ISN），假设为 X，因此报文中的序号字段设置为 X。在第一次握手中，由于尚未收到对方的任何报文，因此不需要设置 ACK 标志位，也没有确认号。

选项 A 正确描述了这一设置：SYN=1，序号=X。选项 B 错误，因为序号应为初始序号 X，而非 X+1，且第一次握手不应包含 ACK 标志。选项 C 和 D 错误，因为序号 Y 是接收方（如服务器）的初始序号，不应由发送方在第一次握手中使用；同时，ACK 字段在此时也不应出现。

【解析】 降低访问 WWW 服务器的时延涉及减少从用户发出请求到收到响应的整体延迟。WWW 高速缓存（如代理缓存或内容分发网络 CDN）通过将热门内容存储在离用户更近的网络边缘，使得用户可以直接从缓存服务器获取数据，避免了远程 WWW 服务器的往返通信，从而显著降低了网络传输延迟和服务器处理延迟。这种方法针对性最强，能有效减少时延，尤其在内容重复访问的场景下。

相比之下，高速传输线路主要提升带宽，但对减少延迟的作用有限；高性能 WWW 服务器仅优化服务器端处理，无法解决网络延迟问题；本地域名服务器虽能加速 DNS 解析，但只影响域名查找阶段，后续数据访问的延迟仍取决于网络和服务器响应。因此，WWW 高速缓存是最直接且高效的技术。