模拟卷 7

【解析】 程序首先将变量 $i$ 初始化为 $n$ 的平方，即 $i=n^2$ 。然后进入 while 循环，循环条件为 $i\ne 1$ ，每次迭代将 $i$ 除以 $2$ 。循环的迭代次数取决于 $i$ 从 $n^2$ 减少到 $1$ 所需除以 $2$ 的次数。

设迭代次数为 $k$ ，经过 $k$ 次迭代后， $i$ 的值变为 $n^2/2^k$ 。当循环终止时， $i=1$ ，因此有 $n^2/2^k=1$ ，即 $n^2=2^k$ 。取对数可得 $k={\log }_2(n^2)=2{\log }_{2}n$ 。

在时间复杂度分析中，常数因子可以忽略，因此迭代次数 $k$ 的数量级为 $O(\log n)$ 。所以，该程序片段的时间复杂度是 $O(\log n)$ 。对比选项，A 正确。

【解析】 栈的入栈序列为 1,2,3,4，出栈序列需符合栈的后进先出规则。通过分析所有可能的出栈序列（共 14 种），并检查各选项中 p2（第二个出栈元素）和 p4（第四个出栈元素）的组合是否存在合法的序列对应。

• 选项 A（2、4）：存在合法序列如 1,2,3,4，其中 p2=2、p4=4，故可能。
• 选项 B（2、1）：存在合法序列如 3,2,4,1，其中 p2=2、p4=1，故可能。
• 选项 C（4、3）：不存在任何合法出栈序列同时满足 p2=4 且 p4=3。例如，序列 1,4,2,3 看似满足，但实际上不合法，因为在出栈 4 后，栈中剩余 2 和 3 且 3 在栈顶，必须优先出栈 3，无法直接出栈 2，因此无法实现 p4=3。
• 选项 D（3、4）：存在合法序列如 1,3,2,4，其中 p2=3、p4=4，故可能。

综上，p2、p4 不可能是 4、3，对应选项 C。

【解析】 首先，函数 f 是递归函数，其定义为：当参数 x 大于 0 时，返回 x 乘以 f(x-1)；当 x 不大于 0（即 x ≤ 0）时，返回 2。语句 i = f(f(1)); 的执行过程分为两步：先计算内层 f(1)，再将结果作为参数计算外层 f。

计算 f(1)：由于 1 > 0，返回 1 * f(0)。计算 f(0)：0 不大于 0，因此返回 2。所以 f(1) = 1 * 2 = 2。

然后计算外层 f(f(1)) 即 f(2)。对于 f(2)：2 > 0，返回 2 * f(1)。而 f(1) 已计算为 2，因此 f(2) = 2 * 2 = 4。最终 i 的值为 4。

递归过程有限，因为对于正整数参数，递归总是递减到 0 后终止，不会无限递归。因此正确答案为 B。

【解析】 二叉排序树（BST）的结构数量由卡特兰数决定。对于 n 个值均不相同的节点，不同形态的二叉排序树数量等于第 n 个卡特兰数 $C_n$ ，计算公式为

其中 $\left(\genfrac{}{}{0ex}{}{2n}{n}\right)$ 表示组合数。

当 $n=4$ 时，计算 $C_4$ ：

因此，含有 4 个元素值均不相同的结点的二叉排序树共有 14 种。

【解析】 按序列（27,16,75,38,51）依次插入构造平衡二叉树：

• 插入 27 和 16 后，树平衡。
• 插入 75 后，树仍平衡。
• 插入 38 后，各节点平衡因子绝对值均不超过 1，树平衡。
• 插入 51 后，节点 38 的平衡因子变为 -1（平衡），但节点 75 的左子树高度为 1、右子树高度为 -1（空），平衡因子计算为 1 - (-1) = 2，绝对值首次达到 2，成为不平衡节点。继续向上检查，节点 27 的平衡因子也变为 -2，但节点 75 是离插入点 51 最近的不平衡节点，因此最小不平衡子树的根是 75。

【解析】
首先，理解题意：所有非叶结点的度均为 2，意味着二叉树中每个内部节点都必须有两个子节点。接下来逐一分析所列二叉树类型：

完全二叉树的定义是除最后一层外，其他层节点数达到最大值，且最后一层节点尽量靠左排列。在这种情况下，非叶结点可能只有一个子节点（例如，当树节点数较少时），因此度可能为 1 或 2，不满足所有非叶结点度均为 2 的条件。

满二叉树则严格要求每个节点要么是叶子节点（度为 0），要么有两个子节点（度为 2）。因此，满二叉树的所有非叶结点度均为 2，符合条件。

平衡二叉树（如 AVL 树）主要关注左右子树高度平衡，不限制节点的度数。在平衡二叉树中，非叶结点可能只有左子节点或右子节点，即度可以为 1，所以不满足要求。

哈夫曼树在构建过程中，每次合并两个节点形成新的内部节点，因此每个内部节点都有两个子节点。哈夫曼树的所有非叶结点度均为 2，符合条件。

二叉排序树中，节点度数取决于插入顺序和树的结构，非叶结点常常可能只有一个子节点（例如，在偏斜树中），因此度可能为 1 或 2，不满足所有非叶结点度均为 2 的条件。

综上，只有满二叉树和哈夫曼树满足所有非叶结点的度均为 2，对应选项中的Ⅱ和Ⅳ，故正确答案为 A。

【解析】
Ⅰ错误。散列表的平均查找长度（ASL）与处理冲突的方法密切相关。例如，线性探测、二次探测和链地址法等不同方法会导致不同的查找性能，ASL 计算公式也各不相同，因此该说法不正确。

Ⅱ正确。在散列表查找过程中，即使哈希函数直接映射到槽位，通常也需要比较关键字以确认是否找到目标元素，因为哈希冲突可能发生或需要验证匹配，因此“比较”操作一般是不可避免的。

Ⅲ错误。散列表在查找成功时的平均查找长度主要取决于负载因子（元素个数与表长的比值），而不是表长本身。例如，链地址法中成功查找的 ASL 约为 1 + α/2（α为负载因子），当负载因子固定时，ASL 与表长无关，因此该说法不正确。

Ⅳ错误。在散列表中删除元素并不总是简单的，尤其是采用开放定址法时，直接删除元素可能会破坏查找链，导致后续查找失败，通常需要标记为“已删除”状态。即使在链地址法中，删除也需调整指针，因此该说法不正确。

综上，不正确的说法有Ⅰ、Ⅲ、Ⅳ，共 3 个，故选 C。

【解析】 首先分析序列（2,1,4,9,8,10,6,20）作为各排序算法两趟后的可能性。冒泡排序两趟后，最大和第二大元素应位于末尾，但序列末尾为 6 和 20，第二大的 10 不在倒数第二，排除 B。选择排序两趟后，最小和第二小元素应位于前两位，但序列前两位为 2 和 1，而非 1 和 2，排除 C。插入排序两趟后，前两个元素应有序，但序列前两位为 2 和 1（无序），排除 D。

快速排序的可能在于：序列中元素 4 满足左边（2,1）均小于 4，右边（9,8,10,6,20）均大于 4，符合快速排序一趟分区后枢轴就位的特征。考虑两趟操作：第一趟以最后一个元素 20 为枢轴进行分区，由于 20 最大，分区后序列不变；第二趟对左子序列（2,1,4,9,8,10,6）以 4 为枢轴进行分区，使 4 就位，且左子序列保持为 2,1,4,9,8,10,6，从而得到当前序列。尽管枢轴选择可能非标准（如选中间元素），但快速排序允许不同策略，而其他算法均不匹配，因此 A 正确。

【解析】 本题考查堆的调整过程。堆的调整流程如下图所示，可知 70 最后的位置为 C。

【解析】 首先，变量 x 的值为 -1088，在 16 位寄存器中采用二进制补码表示。1088 的十六进制表示为 0x0440，对其取反加一得到 -1088 的表示：0xFFFF - 0x0440 + 1 = 0xFBBF + 1 = 0xFBC0。因此，寄存器 R1 初始内容为 0xFBC0。

执行算术右移 4 位时，由于符号位为 1，左移空出的高位补 4 个 1。原始值 0xFBC0（二进制 1111 1011 1100 0000）右移 4 位后，低 4 位丢弃，高 4 位补 1，得到 1111 1111 1011 1100，即十六进制 0xFFBC。

另一种验证方式：算术右移 4 位等价于除以 16。计算 -1088 / 16 = -68，而 -68 的 16 位二进制补码表示为 0xFFBC（68 为 0x0044，取反加一得 0xFFBC）。因此，移位后 R1 的内容为 0xFFBC。

选项 A 为原始值，选项 C 和 D 均为正数表示，与结果不符，故正确答案为 B。

【解析】本题考查机器零。只有当数据发生“上溢”时，机器才会终止运算操作，转去进行溢出处理，A 错误。规格后化可以判断运算结果是否上溢出（超过表示范围），但和机器零没有关联，规格化规定尾数的绝对值应大于或等于 1/R（R 为基数），并小于或等于 1，机器零显然不符合这个定义，C 错误。定点数中所表示的 0，是实实在在的 0（坐标轴上的），而不是趋近 0 的机器零，D 错误。在各种数码的表示法中，移码相当于真值在坐标轴上整体右移至正区间内，当移码表示的阶码全 0 时，为阶码表示的最小负数，此时直接认为浮点数是机器零，B 正确。

注意：当浮点运算结果在 0 到最小正数之间（正下溢）或最大负数到 0 之间（负下溢）时，浮点数值趋于 0，计算机将其当做机器零处理。

【解析】 本题考查 Cache 与主存的映射原理。由于 Cache 被分为 64 块，那么 Cache 有 64 行，采用直接映射，一行相当于一组。故而该标记阵列每行存储 1 个标记项，其中主存标记项为 12bit（ $2^{12}=4096$ ，是 Cache 容量的 4096 倍，那就是地址长度比 Cache 长 12 位），加上 1 位有效位，故而为 $64\times 13$ bit。

注意：主存—Cache 地址映射表（标记阵列）中内容：映射的 Cache 地址（直接映射不需要因为 Cache 地址唯一，组相联只需要组号）、主存标记（命中判断）、有效位。如下图所示。

【解析】 本题考查 FIFO 算法。FIFO 算法指淘汰先进入的，易知替换顺序为：

表中除了标注为命中的，其余均未命中，所以命中率为 $4/15=26.7\%$ 。

【解析】 在常规标量流水线中，指令执行分为取指、分析、执行三个阶段，每个阶段耗时均为 $t$ 。流水线处理允许连续指令重叠执行不同阶段，从而提升效率。对于 $k$ 个阶段（本题 $k=3$ ）和 $n$ 条指令（本题 $n=10$ ），总时间计算公式为：

代入具体数值：

这意味着第一条指令在 $3t$ 时完成，后续指令每隔 $t$ 时间完成一条，第 10 条指令在 $12t$ 时完成，因此连续执行 10 条指令需要 $12t$ 时间。

选项中，A. $8t$ 、B. $10t$ 、D. $14t$ 均不符合计算结果，故正确答案为 C。

【解析】 首先，理解关键参数：总线宽度为 32 位，时钟频率为 500 MHz，传送一个 32 位字需要 5 个时钟周期。数据传输速率指单位时间内传输的数据量，通常以字节每秒（B/s）为单位。

计算每秒传输的字数：时钟频率为 500 MHz，即每秒有 $500\times 10^6$ 个时钟周期。由于每 5 个时钟周期传输一个字，因此每秒传输的字数为

每个字的数据量：32 位等于 4 字节（因为 8 位为 1 字节）。因此，每秒传输的数据量为

在数据传输速率中，常以 MB/s 表示兆字节每秒，其中 1 MB = $10^6$ 字节。因此， $400\times 10^6$ 字节/秒等于 400 MB/s，对应选项 B。

首先，传输单位为 16 比特，即 2 字节。
传输速率为 50 KB/s，这里按 1 KB = 1024 字节计算，每秒传输的字节数为

因此，每秒传输次数

处理器主频为 50 MHz，即

每个时钟周期（节拍）的时间为

每次传输的开销为 100 个节拍，所以每次开销时间为

每秒总开销时间为

占用处理器时间的比例为

若按 1 KB = 1000 字节计算，则

总开销时间为

比例仍为

因此，答案为 5%。

【解析】 本题考查通道的工作原理。做题的时候要注意完全并行的“完全”这两个字，对于单 CPU 系统来讲，程序和程序之间是并发的关系，而不是真正意义上的并行，要理解好并发和并行的区别。通道方式是 DMA 方式的进一步发展，通道实际上也是实现 I/O 设备和主存之间直接交换数据的控制器。通道的基本工作过程如下图所示。

CPU 通过执行 I/O 指令负责启停通道，以及处理来自通道的中断实现对通道的管理，因此通道和程序（即 CPU）并没有完全并行，因为通道仍然需要 CPU 来对它实行管理，B 错误。而在设备工作时，它只与通道交互，此时程序与其并行工作，C 正确。而 A、D 显然错误。

【解析】 在编写程序时，用户需要通过代码与操作系统交互来读取文件中的数据记录。操作系统提供的系统调用（System Call）是专门为应用程序设计的编程接口，它允许程序请求操作系统的服务，如文件操作、进程管理等。例如，在 C 语言中使用 read() 函数读取文件时，底层会调用操作系统的 read 系统调用，从而实现对文件的访问。

其他选项中，图形用户接口（GUI）是面向最终用户的视觉交互界面，通过点击、拖拽等方式操作，不适用于编程时的文件读取；原语（Primitive）通常指操作系统内核中不可中断的基本操作，是系统调用的底层实现，但不直接暴露给应用程序员；命令行输入控制是通过命令行界面输入指令来操作系统的交互方式，属于用户级交互，而非编程接口。因此，用户在编写程序时读取数据文件应使用系统调用接口。

【解析】 在多对一的线程模型中，多个用户级线程映射到单个内核级线程。这意味着所有用户级线程都由同一个内核线程管理，内核线程是操作系统进行调度和执行的基本单位。

当一个用户级线程执行了一个需阻塞的系统调用（例如等待 I/O 操作完成）时，控制权会转移到内核。由于只有一个内核线程，该内核线程会因为系统调用而进入阻塞状态。操作系统内核会将该内核线程（从而整个进程）置于阻塞队列，并切换到其他就绪进程执行。

因此，尽管进程内部有多个用户级线程，但由于它们共享同一个内核线程，一旦这个内核线程阻塞，整个进程就无法继续运行，所有用户级线程都会被阻塞。其他选项不正确：A 错误，因为其他线程无法运行；C 和 D 错误，因为线程和进程通常不会被撤销，只是状态改变。

【解析】本题考查信号量机制。互斥信号量的初值都设置为 1，P 操作成功则将其改成 0，V 操作成功将其改成 1。实现同步时，信号量的初值应根据具体情况来确定，若期望的消息尚未产生，则对应的初值应设为 0；若期望的消息已经存在，则信号量的初值应设为一个非 0 的正整数。

注意：互斥信号量和同步信号量的区别。信号量机制是每年考题的重点，这就要求考生能在理解的基础上熟练应用和掌握信号量。

【解析】 我们按照序列逐步模拟存储分配与释放过程。操作系统占用低地址 126KB，用户区始址 126KB，大小 386KB，即用户区范围为 126KB～512KB。初始时，整个用户区空闲，空闲分区表仅有一个分区：起始地址 126KB，大小 386KB。分配时采用首次适应算法，且从找到的空闲分区的高地址部分切割。

1. 作业 1 申请 80KB：查找第一个大小≥80KB 的空闲分区（126KB, 386KB），从高地址部分切割 80KB，分配后空闲分区变为（126KB, 306KB）。作业 1 占据 432KB～512KB。

2. 作业 2 申请 56KB：查找第一个大小≥56KB 的空闲分区（126KB, 306KB），从高地址部分切割 56KB，分配后空闲分区变为（126KB, 250KB）。作业 2 占据 376KB～432KB。

3. 作业 3 申请 120KB：查找第一个大小≥120KB 的空闲分区（126KB, 250KB），从高地址部分切割 120KB，分配后空闲分区变为（126KB, 130KB）。作业 3 占据 256KB～376KB。

4. 作业 1 释放 80KB：释放区域为 432KB～512KB，与现有空闲分区（126KB, 130KB）不相邻，空闲分区表变为两个：（126KB, 130KB）和（432KB, 80KB）。

5. 作业 3 释放 120KB：释放区域为 256KB～376KB，与第一个空闲分区（126KB, 130KB）相邻（结束于 256KB），合并为（126KB, 250KB）。第二个空闲分区（432KB, 80KB）不变。空闲分区表为（126KB, 250KB）和（432KB, 80KB）。

6. 作业 4 申请 156KB：查找第一个大小≥156KB 的空闲分区（126KB, 250KB），从高地址部分切割 156KB，分配后该分区变为（126KB, 94KB）。作业 4 占据 220KB～376KB。空闲分区表为（126KB, 94KB）和（432KB, 80KB）。

7. 作业 5 申请 81KB：查找第一个大小≥81KB 的空闲分区（126KB, 94KB），从高地址部分切割 81KB，分配后该分区变为（126KB, 13KB）。作业 5 占据 139KB～220KB。空闲分区表最终为（126KB, 13KB）和（432KB, 80KB）。

最终有两个空闲块，大小分别为 13KB 和 80KB，最小空闲块大小为 13KB，对应选项 B。

【解析】
说法Ⅰ正确：先进先出（FIFO）页面置换算法在增加内存页面帧数时，可能导致缺页次数反而增加，这种现象称为 Belady 异常，因此 FIFO 确实可能产生 Belady 现象。

说法Ⅱ错误：最近最少使用（LRU）页面置换算法属于栈算法，对于任何页面访问序列，增加页面帧数不会增加缺页次数，因此 LRU 不会产生 Belady 现象。

说法Ⅲ错误：工作集是指进程在最近一段时间内访问的页面集合。若工作集页面仅位于虚拟存储器（如磁盘交换区），进程访问时需频繁调入主存，会导致缺页中断和页面调入/调出，无法有效运行；有效运行需要工作集页面位于主存储器中。

说法Ⅳ正确：当进程的工作集页面都在主存储器内时，进程可快速访问所需页面，减少缺页中断，从而有效运行；否则，会因页面缺失而出现频繁的页面调入/调出现象。

综上，正确说法为Ⅰ和Ⅳ，对应选项 B。

【解析】 在请求分页存储管理系统中，地址变换过程将逻辑地址转换为物理地址，该过程可能因多种异常情况而产生中断。

首先，地址越界（Ⅰ）可能触发中断。当地址变换时，若逻辑地址的页号超出进程地址空间范围（如大于页表长度），硬件会检测到无效访问，产生越界中断。

其次，缺页（Ⅱ）是请求分页系统的核心中断来源。当访问的页面不在内存中（页表项的有效位为 0），硬件会触发缺页中断，操作系统需调入页面。

第三，访问权限错误（Ⅲ）也可能导致中断。页表项中包含保护位（如读、写权限），若进程试图以未授权方式访问页面（如写入只读页），会触发保护中断。

最后，内存溢出（Ⅳ）通常不是地址变换过程的直接中断原因。内存溢出指系统内存不足，这可能在页面置换或内存分配时由操作系统处理，但地址变换本身不直接检测内存溢出；缺页中断处理程序可能需处理内存不足，但变换过程不会因此产生中断。

因此，地址变换过程可能因Ⅰ、Ⅱ和Ⅲ产生中断，对应选项 D。

【解析】
选项 A 不正确，因为索引文件的索引表项通常包含的是指向记录的指针（物理地址），但并不一定都包含关键字。在操作系统的索引分配方式中，索引块存储的是文件块的物理地址，关键字索引更多用于数据库系统，而非一般文件系统的索引文件。

选项 B 正确，它描述了不同文件组织的检索起点。对于非索引文件（如连续或链接分配），检索时常从文件控制块（FCB）中读取第一个盘块号；而对于索引文件，由于文件数据块的地址存储在索引块中，因此需要先从 FCB 中读出索引块的起始地址，再访问索引块获取目标记录的物理地址。

选项 C 错误，因为三级索引文件存取一个记录通常需要四次磁盘访问：读取一级索引块、二级索引块、三级索引块各一次，最后读取数据块一次。因此，访问次数是四次而非三次。

选项 D 错误，索引文件在随机存取时速度较快，但对于顺序存取，连续分配的文件组织方式可能更高效，因为可以直接顺序读取物理块，而索引文件需要额外访问索引结构，可能引入开销。因此，并非在所有情况下索引文件都是最快的。

【解析】 物理文件的组织方式指的是文件在存储设备上的物理结构，例如顺序存储、链式存储或索引存储等。这种组织方式不仅依赖于存储介质的物理特性（如磁盘的扇区大小、访问方式），还取决于操作系统如何管理这些介质。操作系统通过文件系统（如 FAT、NTFS、ext4）将逻辑文件映射到物理存储空间，从而决定文件的布局和访问效率，因此存储介质和操作系统共同确定了物理文件的组织方式。

其他选项分析：A 项应用程序通常只处理文件的逻辑内容，不直接控制物理存储；B 项存储介质单独无法决定组织方式，因为它需要操作系统的管理来实现文件结构；C 项外存容量仅影响存储空间大小，而不影响具体的组织结构。因此，D 项是最全面的正确答案。

【解析】

• A ❌ 描述的是 程序直接控制（轮询）方式 的特点，中断 I/O 方式中 CPU 在设备准备数据时可执行其他任务，无需忙等。
• B ✅ 中断 I/O 方式下，每完成一个 字（或字节） 的传输，设备便向 CPU 发出中断请求，CPU 需介入进行数据存取与状态处理，因此传输一个数据块需多次中断及 CPU 干预。
• C ❌ 响应中断后，CPU 首先保存的是 当前程序的现场（如 PC、寄存器等），而非整个 PCB；PCB 的保存通常在进程切换时发生，并非中断响应的立即操作。
• D ❌ 中断 I/O 方式正是为了实现 CPU 与 I/O 设备的并行工作，设备准备数据时 CPU 可执行其他任务，通过中断机制进行协调。

【解析】

• 传输层（Transport Layer）负责端到端的可靠数据传输，提供流量控制、差错恢复和连接管理等功能。典型的协议如 TCP。
• 数据链路层 负责相邻节点间的可靠传输（帧同步、差错控制）。
• 网络层 负责路径选择、路由和寻址（如 IP 协议）。
• 会话层 负责建立、管理和终止会话。

【解析】 发送窗口尺寸 WT=4 表示发送方最多可以发送 4 个未被确认的帧。假设帧编号从 0 开始，且确认是累积的（即确认帧号 n 表示所有帧号小于 n 的帧均已被确认）。

在发送 3 号帧之前，发送方可能已经发送了帧 0、1、2，此时有 3 个未确认帧。发送 3 号帧后，未确认帧变为 4 个（帧 0、1、2、3），发送窗口已满，无法继续发送新帧。

接着，发送方接到 2 号帧的确认帧。由于确认是累积的，这意味着帧 0、1、2 均已被确认。因此，未确认帧只剩下帧 3，发送窗口基序号移动到 3，窗口允许发送帧 3、4、5、6。由于帧 3 已经发送，当前未确认帧数为 1，而窗口大小为 4，所以发送方还可以连续发送 3 帧（即帧 4、5、6）。

因此，发送方还可以连续发送的帧数是 3 帧。

【解析】 首先，分析各监听算法的特性：非坚持型监听算法在信道忙时等待随机时间再监听，这减少了冲突，但可能导致信道空闲时无站点立即发送，从而增加网络空闲时间，因此陈述Ⅰ“有利于减少网络空闲时间”是错误的。

其次，1-坚持型监听算法在信道空闲时立即发送，虽然减少了空闲时间，但多个站点可能同时发送，导致冲突概率增加，因此陈述Ⅱ“有利于减少冲突的概率”是错误的。

再者，P 坚持型监听算法通过概率 $P$ 发送来平衡冲突和空闲时间，相比非坚持型能减少空闲时间，因此陈述Ⅲ“无法减少网络的空闲时间”是错误的。

最后，1-坚持型算法因持续监听并在信道空闲时立即发送，能及时抢占信道，陈述Ⅳ是正确的。

综上，错误的陈述是Ⅰ、Ⅱ和Ⅲ，对应选项 A。

【解析】 在 CSMA/CD 协议中，冲突时间（即冲突窗口或往返传播延迟）是一个关键参数，它决定了信号从发送端到最远站点再返回所需的最长时间。这个时间直接影响到冲突检测和帧设计。

选项 A“检测一次冲突所需要的最长时间”本质上就是冲突时间本身，因此与冲突时间直接相关。选项 B“最小帧长度”是为了确保在帧发送完毕前能够检测到冲突，其计算公式为最小帧长度 = 2 × 传播延迟 × 数据传输速率，这与冲突时间紧密相连。选项 D“最大帧碎片长度”指的是冲突发生后可能产生的碎片的最大长度，由于碎片只能在冲突窗口内形成，其最大长度受限于冲突时间内传输的比特数，因此也与冲突时间有关。

相比之下，选项 C“最大帧长度”通常由协议规范、网络性能或缓冲区大小等因素决定，例如传统以太网中最大帧长度为 1518 字节，目的是限制帧的大小以避免信道过长时间被占用，但这一指标与冲突时间没有直接关系，冲突时间并不影响最大帧长度的设定。因此，与冲突时间没有关系的是最大帧长度。

【解析】
题目中给出的“172.16.7.131.26”可能为笔误，实际应表示 IP 地址 172.16.7.131，子网掩码为 26 位（即 172.16.7.131/26）。子网掩码 26 位对应 255.255.255.192，其二进制形式为 11111111.11111111.11111111.11000000，表示前 26 位为网络部分，后 6 位为主机部分。

IP 地址 172.16.7.131 的第四个字节 131 转换为二进制是 10000011。将其与子网掩码的第四个字节 192（二进制 11000000）进行 AND 运算，得到网络地址的第四个字节为 10000000（十进制 128），因此网络地址为 172.16.7.128。

广播地址是网络地址中主机部分全为 1 的地址。由于主机部分有 6 位，将网络地址 172.16.7.128 的第四个字节后 6 位全置 1，得到二进制 10111111，转换为十进制为 191。因此广播地址为 172.16.7.191。

其他选项中，B（172.16.7.129）是该子网内的一个主机地址；C（172.16.7.255）是未划分子网时的 C 类默认广播地址，但此处已子网划分；D（172.16.7.252）可能是其他子网的广播地址，均不正确。

【解析】
在 TCP 协议中，FIN（Finish）标志用于终止连接。当通信一方发送带有 FIN 标志的数据段时，表示该方已经完成数据发送，并希望关闭从本方到对方的单向连接。此时，连接进入“半关闭”状态：发送 FIN 的一方不再发送数据，但仍可以接收对方发送的数据，直到对方也发送 FIN 来关闭另一个方向的连接。

选项 A 错误，因为发送 FIN 并不会立即断开通信双方的 TCP 连接，对方可能仍需发送剩余数据；选项 C 错误，因为发送 FIN 后，对方在确认前仍可发送数据；选项 D 错误，因为 FIN 用于连接终止，而非重新建立连接。因此，只有选项 B 准确描述了发送 FIN 后的状态。