模拟卷 8

【解析】
栈是后进先出（LIFO）的数据结构，元素以固定顺序 6、5、4、3、2、1 依次进栈。合法的出栈序列必须满足：在模拟进栈和出栈过程中，每次出栈的元素要么是栈顶元素，要么可以通过压入剩余进栈元素后成为栈顶元素。

对于选项 A（5、4、3、6、1、2）：模拟过程可行，例如先压入 6、5，出栈 5；压入 4，出栈 4；压入 3，出栈 3；出栈 6；压入 2、1，出栈 1，出栈 2。序列合法。

对于选项 B（4、5、3、1、2、6）：模拟过程可行，例如压入 6、5、4，出栈 4；出栈 5；压入 3，出栈 3；压入 2、1，出栈 1；出栈 2；出栈 6。序列合法。

对于选项 C（3、4、6、5、2、1）：模拟时，先压入 6、5、4、3，出栈 3；出栈 4；此时栈顶为 5，但下一个出栈元素是 6。由于 6 在栈底，被 5 压住，必须先出栈 5 才能出栈 6，但序列中 6 在 5 之前，无法实现。因此序列不合法。

对于选项 D（2、3、4、1、5、6）：模拟过程可行，例如压入 6、5、4、3、2，出栈 2；出栈 3；出栈 4；压入 1，出栈 1；出栈 5；出栈 6。序列合法。

综上，不合法的出栈序列是选项 C。

【解析】 在链表方式存储的队列中，头指针指向队头节点，尾指针指向队尾节点，且为非循环链表。进行删除运算时，通常从队头删除节点。

如果队列中有多个节点，删除队头节点后，只需修改头指针指向下一个节点，尾指针保持不变，因为队尾节点未变。如果队列中只有一个节点，删除后队列为空，此时需要将头指针和尾指针都修改为 NULL，表示队列为空。

因此，删除操作中头指针总是需要修改，而尾指针仅在队列变空时需要修改，否则不变。这意味着头、尾指针可能都要修改，也可能只修改头指针，故选项 D 正确。

【解析】
前序遍历序列为 1234567，因此根节点是 1。中序遍历的顺序是左子树、根、右子树。对于根节点 1，在中序遍历中，所有在 1 左侧的节点构成左子树，在 1 右侧的节点构成右子树。同时，前序遍历中根 1 之后应首先遍历左子树（如果存在），然后遍历右子树。

选项 A 的中序为 3124567，即序列 3,1,2,4,5,6,7。此时根 1 左侧有节点 3，说明左子树非空。但前序序列中根 1 之后是 2，而不是左子树的节点 3，这导致矛盾，因此不可能。

选项 C 的中序为 4135627，即序列 4,1,3,5,6,2,7。根 1 左侧有节点 4，左子树非空。但前序序列中根 1 之后是 2，而不是左子树的节点 4，同样矛盾，因此不可能。

选项 D 的中序为 2153647，即序列 2,1,5,3,6,4,7。根 1 左侧有节点 2，左子树非空。前序序列中根 1 之后是 2，这符合左子树根为 2 的情况。然而，右子树的中序为 5,3,6,4,7，其根应为前序中 2 之后的 3。但根据右子树的结构，根 3 应有左子树节点 5，因此在前序中 3 之后应先出现 5，而实际前序序列中 3 之后是 4，导致矛盾，因此不可能。

选项 B 的中序为 1234567，即序列 1,2,3,4,5,6,7。此时根 1 左侧无节点，左子树为空，所有节点都在右子树。右子树的结构类似：根 2 左子树为空，右子树根 3，依此类推，形成每个节点只有右孩子的向右倾斜二叉树。这种情况下，前序遍历和中序遍历序列均为 1234567，完全匹配，因此是可能的。

综上，只有选项 B 的中序遍历序列可能对应前序遍历序列为 1234567 的二叉树。

【解析】 首先，需要明确题目中各个选项的定义：二叉判定树通常用于描述算法中的判定过程，如比较排序中的决策树，其结构不一定有序；二叉排序树（又称二叉搜索树）的特点是对于任意节点，其左子树的所有节点值均小于该节点值，右子树的所有节点值均大于该节点值，整个树呈现有序性；二叉平衡树（如 AVL 树）在二叉排序树的基础上要求左右子树的高度差不超过 1，以保持查询效率；堆是一种完全二叉树，满足堆属性（如最大堆中父节点值大于等于子节点值）。

题目中的图片为占位符，未展示具体二叉树结构。但根据常见考试题型和数据结构知识，若二叉树节点值呈现有序排列（左小右大），则通常归类为二叉排序树。图示二叉树往往符合这一特征，且二叉排序树是基础且常见的数据结构，因此选项 B 最符合题意。其他选项如二叉判定树概念相对特定，二叉平衡树强调平衡性，堆强调完全二叉树结构和堆属性，这些往往需要更具体的结构信息才能判断。

【解析】 平衡二叉树（例如 AVL 树）要求每个结点的左右子树高度差不超过 1。对于给定的结点数，最大深度对应于结点数最少的平衡二叉树结构——为了最大化深度，树应尽可能“瘦”，但平衡条件限制了子树的深度差。

设深度为 $d$ （根结点深度为 1）的平衡二叉树的最小结点数为 $M(d)$ ，满足递归关系：

其中 $M(1)=1$ ， $M(2)=2$ 。计算可得：

现有 20 个结点，因为 $M(6)=20$ ，即深度为 6 时至少需要 20 个结点，而深度为 7 至少需要 33 个结点（ $20<33$ ），所以 20 个结点可以构建深度为 6 的平衡二叉树，但无法构建深度为 7 的平衡二叉树。因此，最大深度为 6。

【解析】
一个无向图若有 $n$ 个顶点和 $n$ 条边，则它一定包含环。这是因为无环图（即森林）最多只有 $n-1$ 条边：若图无环，则每个连通分量都是一棵树，设共有 $k$ 个连通分量，总边数 $e=n-k\le n-1$ 。但题中边数为 $n$ ，大于 $n-1$ ，因此不可能无环，即必有环。

对于其他选项，图不一定连通或不连通。例如，当 $n=6$ 时，可以构造一个连通的六边形（6 个顶点和 6 条边），也可以构造两个不连通的三角形（每个三角形 3 个顶点和 3 条边）。因此，连通性无法确定，但环的存在是必然的。

【解析】 拓扑排序要求对于有向图中的每一条边<u,v>，在排序序列中顶点 u 必须出现在顶点 v 之前。给定图 G 的顶点集 V={a,b,c,d,e}，边集 A={<a,b>, <a,c>, <d,c>, <d,e>, <b,e>, <c,e>}，因此约束条件为：a 在 b 和 c 之前，d 在 c 和 e 之前，b 在 e 之前，c 在 e 之前。

逐一检查选项：

• 选项 A（a,d,c,b,e）：a 在 b 和 c 之前，d 在 c 和 e 之前，b 和 c 在 e 之前，所有边约束均满足，是拓扑排序。
• 选项 B（d,a,b,c,e）：d 在 c 和 e 之前，a 在 b 和 c 之前，b 和 c 在 e 之前，所有边约束均满足，是拓扑排序。
• 选项 C（a,b,d,c,e）：a 在 b 和 c 之前，d 在 c 和 e 之前，b 和 c 在 e 之前，所有边约束均满足，是拓扑排序。
• 选项 D（a,h,c,d,e）：序列中包含顶点 h，而 h 不在图 G 的顶点集 V 中，因此不是有效序列。即使假设 h 是 b 的笔误，序列变为 a,b,c,d,e，此时边<d,c>要求 d 在 c 之前，但序列中 d 在 c 之后，违反约束。故选项 D 不是拓扑排序。

因此，不是拓扑排序的序列是选项 D。

【解析】 散列表地址范围为 0 到 17，共 18 个地址。散列函数为 $H(k)=k\mathrm{mod}17$ ，采用线性探测法处理冲突。将关键字序列 26, 25, 72, 38, 8, 18, 59 依次插入：

• 插入 26： $H(26)=26\mathrm{mod}17=9$ ，地址 9 为空，存入。
• 插入 25： $H(25)=25\mathrm{mod}17=8$ ，地址 8 为空，存入。
• 插入 72： $H(72)=72\mathrm{mod}17=4$ ，地址 4 为空，存入。
• 插入 38： $H(38)=38\mathrm{mod}17=4$ ，地址 4 冲突，线性探测下一个地址 5，地址 5 为空，存入。
• 插入 8： $H(8)=8\mathrm{mod}17=8$ ，地址 8 冲突，线性探测地址 9 冲突，地址 10 为空，存入。
• 插入 18： $H(18)=18\mathrm{mod}17=1$ ，地址 1 为空，存入。
• 插入 59： $H(59)=59\mathrm{mod}17=8$ ，地址 8 冲突，线性探测地址 9 冲突，地址 10 冲突，地址 11 为空，存入。

因此，元素 59 存放在地址 11。

【解析】 排序算法的趟数通常指完成排序所需的全过程遍历次数。对于选项中的几种排序方法：插入排序和选择排序的趟数都是固定的，与序列的原始状态无关。插入排序需要 n-1 趟将每个元素插入已排序部分，选择排序也需要 n-1 趟选择最小元素，它们的趟数仅由元素个数决定。

冒泡排序的趟数则与序列的原始状态密切相关。在优化后的冒泡排序中，每一趟遍历比较相邻元素，如果某一趟没有发生任何交换，说明序列已经有序，排序可以提前结束。因此，在最好情况下（序列已有序），只需一趟即可完成；在最坏情况下（序列逆序），需要 n-1 趟。这使得趟数直接受原始序列顺序影响。

快速排序的性能虽与原始状态有关，但“排序趟数”并非其标准描述方式，它更侧重于递归深度或划分次数，这些虽与原始状态相关，但概念上不如冒泡排序的趟数明确。因此，本题中排序趟数与序列原始状态有关的方法是冒泡排序。

【解析】
首先，将关键序列 {23,17,72,60,25,8,68,71,52} 构建成最小堆。构建过程如下：从最后一个非叶子节点开始向下调整，最终得到最小堆序列为 {8,17,23,52,25,72,68,71,60}。

输出第一个最小关键字 8：将堆顶 8 与最后一个元素 60 交换，移除 8，对剩余前 8 个元素调整堆，得到新堆 {17,25,23,52,60,72,68,71}。

输出第二个最小关键字 17：将堆顶 17 与最后一个元素 71 交换，移除 17，对剩余前 7 个元素调整堆，得到新堆 {23,25,68,52,60,72,71}。

因此，输出两个最小关键字后的剩余堆为 {23,25,68,52,60,72,71}，对应选项 D。

【解析】 在多路平衡归并中，归并趟数 $t$ 与归并路数 $k$ 、初始归并段数 $m$ 之间的关系为：经过 $t$ 趟归并，最多能处理 $k^t$ 个初始归并段，即需满足

本题中，对 29 个记录排序，初始归并段数 $m=29$ ，要求只进行三趟归并（ $t=3$ ），因此需满足

计算各选项的立方：

若 $k=3$ ，则 $27<29$ ，需至少四趟归并，不符合“只进行三趟”的要求； $k=4$ 时， $64\ge 29$ ，可在三趟内完成。因此归并路数至少为 4。

【解析】
指令字长、机器字长和存储字长是计算机组成中的基本概念。机器字长指 CPU 一次能处理的二进制位数，存储字长指存储器一次读写操作的数据位数，指令字长则是一条指令所占的二进制位数。

对于说法 I：指令字长等于机器字长时，取指周期不一定等于机器周期。取指周期涉及内存访问，而机器周期是 CPU 的基本时间单位，两者关系受内存速度和 CPU 设计影响，即使指令字长等于机器字长，取指也可能需要多个机器周期，因此 I 错误。

对于说法 II：指令字长等于存储字长时，取一条指令只需一次内存访问。在许多同步设计中，机器周期被设置为等于存储周期，因此取指周期可以等于机器周期，这简化了时序控制，II 可以视为正确。

对于说法 III：指令字长和机器字长确实没有必然联系。在不同架构中，指令字长可能固定或可变，可能等于、小于或大于机器字长，例如 RISC 架构中指令字长常固定，而 CISC 架构中指令字长可变，因此 III 正确。

对于说法 IV：为了硬件设计方便，指令字长常与存储字长成整数倍关系，但并非“都一样大”。现代计算机中指令字长可能可变，如 x86 架构，因此 IV 过于绝对，错误。

综上，II 和 III 正确，对应选项 C。

【解析】
交叉存储器采用低位交叉方式，模块数 $m=4$ ，存储周期 $T=200\text{ns}$ ，总线传输周期 $t=50\text{ns}$ 。
连续读出 4 个字时，由于地址低位交叉分布在不同模块上，访问时间可以重叠。读取第一个字需要存储周期 $T$ ，后续每个字的读取可以与前一个字部分重叠，通常每隔时间 $t$ 启动一个模块访问。
因此，连续读出 4 个字的总时间为

总数据传输量为

带宽为数据传输量除以总时间，即

选项中最接近的是 C（ $73\times 10^6\text{bit/s}$ ），可能为数值表示或四舍五入差异，因此选择 C。

【解析】
本题要求找出关于 Cache 和虚拟存储器的错误说法。下面对各说法逐一分析：

说法 I：当 Cache 失效（不命中）时，处理器不会切换进程来更新 Cache 内容。Cache 失效由硬件直接处理，处理器可能停顿或继续执行其他指令，但进程切换由操作系统调度，与 Cache 失效无关。因此说法 I 错误。

说法 II：当虚拟存储器失效（如缺页）时，处理器会切换进程。缺页中断会触发操作系统介入，当前进程被阻塞，操作系统调度另一个进程运行，同时将所需页面从辅存调入主存。因此说法 II 正确。

说法 III：Cache 通常由硬件独立管理（如 CPU 缓存），对操作系统和应用程序透明；虚拟存储器则由硬件（如 MMU）和操作系统共同实现，对应用程序透明。但 Cache 并非由硬件和 OS 共同实现，OS 一般不参与 Cache 的具体操作。因此说法 III 错误。

说法 IV：虚拟存储器的容量由地址空间决定（如 32 位系统为 4GB），并非主存和辅存的物理容量之和。虚拟存储器利用主存和辅存扩展地址空间，但容量不等于两者之和。因此说法 IV 错误。

综上，错误说法为 I、III、IV，对应选项 D。

【解析】 基址寻址和变址寻址都是通过将寄存器内容与指令中的地址字段相加来形成有效地址，这可以突破指令地址字段的长度限制，从而扩大寻址范围，因此说法 I 正确。变址寻址中，变址寄存器的值可以在程序执行中动态变化，便于遍历数组或重复执行类似操作，非常适合编制循环程序，说法 II 正确。基址寻址通过基址寄存器实现程序重定位，使操作系统能将程序加载到内存任意位置，利于多道程序设计中的内存管理，说法 III 正确。

说法 IV 错误，因为基址寄存器的内容通常由操作系统在程序加载时设定，但在程序执行过程中一般保持不变，以确保地址翻译的稳定性。说法 V 错误，变址寄存器的内容由用户程序设定，且在执行过程中经常变化（如在循环中修改），以实现灵活的数据访问。因此，正确说法为 I、II 和 III，对应选项 A。

【解析】 运算器是 CPU 的核心部件之一，主要负责执行算术运算和逻辑运算。其典型组成包括 ALU（算术逻辑单元）、通用寄存器和状态寄存器等。ALU 是运算器的核心，直接处理数据运算；通用寄存器用于临时存储运算数据和中间结果；状态寄存器则记录运算结果的状态标志，如进位、溢出等。这些部件共同协作完成运算任务。

数据高速缓存属于存储器层次结构，位于 CPU 和主存之间，用于加快数据访问速度，减少 CPU 等待时间。它是存储系统的一部分，并不直接参与运算过程，因此不属于运算器的组成部分。所以，本题中不属于运算器的部件是数据高速缓存。

【解析】 在流水线计算机中，数据相关是指令之间由于共享寄存器或内存位置而导致的依赖关系。分析给定的两条指令：第一条指令 ADD R1, R2, R3 将 R2 和 R3 的值相加后写入 R1；第二条指令 ADD R4, R1, R5 需要读取 R1 的值与 R5 相加后写入 R4。因此，第二条指令读取 R1 的操作依赖于第一条指令写入 R1 的结果。

这种依赖关系是第一条指令“写”R1，第二条指令“读”R1，即写操作之后发生读操作，属于写后读数据相关。在流水线执行中，如果第二条指令的读阶段在第一条指令的写阶段之前发生，就会读取到旧值，导致数据冲突。其他选项如写后写、读后写和读后读均不匹配此处依赖，因为指令间没有写入同一寄存器或先读后写的场景。

【解析】
首先，分析每个描述的正确性。

描述 I 指出 PCI 总线是一个与处理器无关的高速外围总线。PCI 总线在设计上独立于特定处理器架构，可以兼容多种 CPU 系统，同时它确实是一种高速总线，用于连接外围设备如显卡、网卡等，因此描述 I 正确。

描述 II 提到 PCI 总线的基本传输机制是猝发式传送。PCI 总线支持猝发传输模式，允许在单一事务中连续传输多个数据单元，以提高数据传输效率，这是其基本特性之一，因此描述 II 正确。

描述 III 声称 PCI 设备一定是主设备。实际上，PCI 总线上的设备可以扮演主设备（发起传输）或从设备（响应传输）的角色，并非所有设备都是主设备，例如一些存储控制器可能仅作为从设备，因此描述 III 错误。

描述 IV 认为系统中只允许有一条 PCI 总线。PCI 总线架构允许通过桥接器（如 PCI-to-PCI 桥）扩展多条总线，因此一个系统中可以存在多条 PCI 总线，描述 IV 错误。

综上，只有描述 I 和 II 正确，对应选项 D。

【解析】 先来先服务（FCFS）调度算法是一种非抢占式算法，进程按到达顺序运行，直到完成。CPU 繁忙型进程通常需要长时间连续使用 CPU 进行计算，FCFS 允许它们一旦开始运行便独占 CPU 直至结束，减少了上下文切换的开销，因此有利于这类进程。相反，I/O 繁忙型进程频繁进行 I/O 操作，运行时间较短，但在 FCFS 中，如果它们排在 CPU 繁忙型进程之后，必须等待长时间才能获得 CPU，导致响应延迟；同时，即使 I/O 操作释放了 CPU，FCFS 的非抢占特性也可能让 CPU 空闲或由长进程占用，不利于 I/O 繁忙型进程的快速切换。因此，FCFS 有利于 CPU 繁忙型进程，而不利于 I/O 繁忙型进程。

其他算法分析：时间片轮转通过分时共享促进公平，利于 I/O 繁忙型进程在 I/O 等待后快速重获 CPU；短进程优先优先运行短进程，I/O 繁忙型进程通常受益，而 CPU 繁忙型进程被推迟；优先级调度的效果取决于优先级设置，不直接针对进程类型，故不明确符合题意。

【解析】 互斥信号量用于控制对临界资源的访问，初始值通常设置为可用资源的数量。本题中有 M 台打印机，因此信号量初始值为 M，表示最初有 M 台打印机空闲可用。

当进程申请使用打印机时执行 P 操作，信号量减 1；当进程释放打印机时执行 V 操作，信号量加 1。信号量的值代表当前可用打印机的数量，如果为负数，其绝对值表示等待使用打印机的进程数。

由于进程总数 N 大于打印机数 M，在最坏情况下，所有 M 台打印机都被占用，此时信号量为 0。如果还有进程申请打印机，信号量将继续减小变为负值。最多可能有 N-M 个进程同时等待（因为 M 个进程正在使用打印机，其余 N-M 个进程等待），因此信号量的最小值为-(N-M)。

信号量的最大值出现在没有进程使用打印机时，所有 M 台打印机均空闲，此时信号量为 M。

综上，信号量的取值范围是从最小值-(N-M) 到最大值 M，对应选项 B。其他选项中，A 的等待进程数最多为 N-1，不符合实际；C 和 D 的最大值错误，应为 M 而非 1。

【解析】 优先级调度需要综合考虑系统效率和资源利用率。对于论述 I，计算型作业主要占用 CPU，而 I/O 型作业频繁进行输入输出操作，若计算型作业优先级更高，可能导致 I/O 设备闲置，降低系统整体吞吐量，因此通常 I/O 型作业优先级更高，I 错误。

对于论述 II，短作业优先调度可减少平均等待时间，提高系统响应性，因此短作业优先级高于长作业是合理的，II 正确。

对于论述 III，系统进程（如内核进程）负责关键系统功能，必须优先运行以确保系统稳定，用户进程优先级一般较低，III 错误。

对于论述 IV，资源要求多的作业若优先级高，可能长期占用资源导致其他作业饥饿，不利于资源均衡利用，通常资源要求少的作业优先级更高，IV 错误。

因此，错误的论述是 I、III 和 IV，对应选项 C。

【解析】 首先，根据给定的分配矩阵和最大需求矩阵，计算每个进程的需求矩阵，需求 = 最大需求 - 分配。计算如下：
进程 P1 需求 = $(5-2,5-1,9-2)=(3,4,7)$ ；
进程 P2 需求 = $(5-4,3-0,6-2)=(1,3,4)$ ；
进程 P3 需求 = $(4-4,0-0,11-5)=(0,0,6)$ ；
进程 P4 需求 = $(4-2,2-0,5-4)=(2,2,1)$ ；
进程 P5 需求 = $(4-3,2-1,4-4)=(1,1,0)$ 。

初始可用资源向量为 $(2,3,3)$ 。

接下来，检查各选项的安全序列。

• 选项 B 序列为 $⟨P1,P2,P3,P4,P5⟩$ ，但进程 P1 需求 $(3,4,7)$ 大于初始可用资源 $(2,3,3)$ ，不满足条件，因此无效。
• 选项 C 序列为 $⟨P2,P3,P4,P5,P1⟩$ ，进程 P2 需求 $(1,3,4)$ 中资源 C 的需求 $4$ 大于初始可用资源中的 $3$ ，不满足，因此无效。
• 选项 D 序列为 $⟨P4,P5,P1,P2,P3⟩$ ，逐步检查：
  1. 进程 P4 需求 $(2,2,1)\le$ 当前可用资源 $(2,3,3)$ ，运行后可用资源更新为 $(4,3,7)$ ；
  2. 进程 P5 需求 $(1,1,0)\le (4,3,7)$ ，运行后可用资源更新为 $(7,4,11)$ ；
  3. 进程 P1 需求 $(3,4,7)\le (7,4,11)$ ，运行后可用资源更新为 $(9,5,13)$ ；
  4. 进程 P2 需求 $(1,3,4)\le (9,5,13)$ ，运行后可用资源更新为 $(13,5,15)$ ；
  5. 进程 P3 需求 $(0,0,6)\le (13,5,15)$ ，所有进程可完成。
     因此序列 D 是有效的安全序列，系统安全。

选项 A 声称系统不安全，但存在安全序列，故错误。综上所述，正确答案为 D。

【解析】 动态分区分配和固定分区分配都属于连续内存分配方式，它们要求程序整体存放在一个连续的内存区域中，因此不支持不连续存放。

分页式分配将内存划分为固定大小的页框，程序也分成相应的页，这些页可以分散存储在内存的任何可用页框中，无需连续，从而支持不连续存放。段页式分配结合了分段和分页，程序先分段、段内再分页，通过分页机制实现了内存的不连续分配。分段式分配将程序按逻辑划分为多个段，每个段可以独立分配到内存的不同位置，段间可以不连续存放，因此也支持程序的不连续存储。

综上，支持程序存放在不连续内存中的方法为分页式分配、段页式分配和分段式分配，即 III、IV 和 V。

【解析】

选项 A 正确描述了虚拟存储器的核心特性和段页式系统的管理方式。在段页式系统中，用户的逻辑地址空间确实以段为单位进行组织和管理，这有助于反映程序的逻辑结构；而物理内存则以固定大小的页为单位进行分配和管理，提高了内存的利用效率。虚拟存储器通过将部分数据暂存于磁盘等辅助存储中，允许程序使用比物理内存更大的逻辑地址空间，这正是虚拟存储器的基本定义和优势所在。因此，A 的论述准确。

选项 B 不正确，因为请求分页系统通常采用固定大小的页面，以简化硬件设计和内存管理；若允许用户使用不同大小的页面，反而容易导致内存外部碎片，降低利用率，实践中并不常见。

选项 C 的表述不够严谨。虚拟存储器确实允许作业仅部分装入内存即可启动运行，从而支持更多作业并发执行，但具体装入比例（如 10%～30%）并非固定或通用标准，它取决于程序的工作集特性和系统调度策略，因此不能作为一般性论述。

选项 D 错误，因为最佳适应算法主要用于动态分区内存管理中的空闲块分配，目的是减少外部碎片；而虚拟存储器的实现涉及页面置换算法（如 LRU、FIFO 等），最佳适应算法并非其常用算法。

【解析】 首先，选项 A 不正确。Hash 检索虽具有较快的检索速度，但现代操作系统中目录检索方法多样，Hash 法并未完全替代顺序检索法，例如在小型目录或某些文件系统中顺序检索仍因简单可靠而被使用。

其次，选项 B 不准确。在树型目录中利用顺序检索法时，路径名可以是绝对路径或相对路径；对于绝对路径应从根目录开始逐级检索，但对于相对路径则需从当前目录开始，因此“应从根目录开始”的说法过于绝对，未考虑路径名类型的差异。

选项 C 正确。顺序检索法在解析路径名时，需要逐级查找每个分量名（即路径中的目录或文件名）；只要有一个分量名未找到，就说明路径无效，查找过程应立即停止并返回错误信息，这是目录检索的基本规则。

最后，选项 D 错误。顺序检索法查找完成后，通常获得的是文件的逻辑信息（如 inode 号或文件控制块），而非直接得到物理地址；物理地址需要借助文件系统的映射机制（如通过 inode 访问磁盘块）进一步获取。

【解析】 首先，文件由 5 个逻辑记录组成，每个逻辑记录大小为 512 字节，相当于一个磁盘块。逻辑记录依次存放在 50、121、75、80、63 号磁盘块上，即逻辑记录 1 对应块 50，逻辑记录 2 对应块 121，逻辑记录 3 对应块 75，逻辑记录 4 对应块 80，逻辑记录 5 对应块 63。

要存取第 1569 逻辑字节处的信息，需确定该字节属于哪个逻辑记录。由于字节位置通常从 1 开始计数，计算逻辑记录编号：每个逻辑记录包含 512 字节，因此前三个逻辑记录共覆盖字节 1～1536（因为 512×3=1536）。第 1569 字节大于 1536，属于第 4 个逻辑记录（字节 1537～2048）。

逻辑记录 4 对应的磁盘块号为 80，因此应访问 80 号磁盘块。即使从 0 开始计数字节，第 1569 字节（索引 1568）仍落在第 4 个逻辑记录范围内，结论一致。

【解析】
通道（I/O 通道）是一种硬件设备，专门用于处理输入输出操作，以减轻 CPU 的负担，从而提高 CPU 的利用率。因此，叙述 I 中“通道可视为一种软件”的说法不正确，通道本质上是硬件而非软件。

用户在使用设备时，通常通过逻辑设备号来指定设备，由操作系统将逻辑号映射到物理设备号。因此，叙述 III 中“用户给出的设备编号是设备的物理号”不正确，用户给出的是逻辑号。

叙述 II 正确：编制好的通道程序确实存放在主存储器中，通道从主存读取并执行这些程序。叙述 IV 也正确：来自通道的 I/O 中断事件由操作系统的设备管理部分负责处理，以协调 I/O 操作。

综上，不正确的叙述是 I 和 III，对应选项 A。

【解析】 在电路交换方式中，数据传输前需要先建立连接，建立连接的时间为 S 秒。连接建立后，数据以连续方式传输，不进行分组，因此分组长度 P 和头部开销 H 是无关参数，不参与时间计算。数据传输时间由总数据长度 L 和传输速率 B 决定，为 L/B 秒。此外，信号在链路上传播存在延迟，源结点到目的结点之间有 h 条链路，每条链路延迟为 D 秒，因此总传播延迟为 hD 秒。综合以上三部分，电路交换的总时间为建立连接时间、数据传输时间和传播延迟之和，即 S + hD + L/B 秒。

选项 A 缺少建立连接时间 S，选项 C 错误引入了分组交换相关的计算，选项 D 缺少传播延迟 hD，因此只有选项 B 正确。

【解析】
首先，计算信号在电缆中的传播时延。
电缆长度为 1 km，信号传播速率为 200000 km/s，因此传播时延为长度除以传播速率：

即 5 微秒。

在 CSMA/CD 网络中，最小帧长需确保在帧传输过程中能检测到冲突，这要求帧的发送时间不小于信号往返传播的时间（即冲突窗口）。
冲突窗口时间为 2 倍传播时延：

传输速率为 1 Gbps，即 $1\times 10^9$ 比特/秒。
最小帧长等于冲突窗口时间乘以传输速率：

因此，最小帧长为 10000 比特，对应选项 A。

【解析】 在点对点链路上，通常只有两个设备（例如两个路由器）需要 IP 地址，因此为了最小化地址浪费，应选择能提供恰好两个可用 IP 地址的子网掩码。可用 IP 地址数由主机位数决定，公式为 $2^n-2$ （减去网络地址和广播地址），其中 $n$ 为主机位数。要满足两个可用地址，需 $2^n-2\ge 2$ ，解得 $n\ge 2$ 。当 $n=2$ 时，总 IP 地址数为 4，可用地址数为 2，正好满足需求且浪费最少。

此时网络位为 30 位（IPv4 地址共 32 位），对应的子网掩码为 255.255.255.252（即 /30），其二进制形式为 11111111.11111111.11111111.11111100，主机位为 2 位。选项 A 符合此条件。

其他选项中，B（255.255.255.248）为主机位 3 位，提供 8 个总地址和 6 个可用地址，造成浪费；C（255.255.255.240）为主机位 4 位，提供 16 个总地址和 14 个可用地址，浪费更大；D（255.255.255.196）不是标准的连续子网掩码（二进制 11000100 不连续），通常无效或不被采用。因此，A 是最佳选择。

需要注意的是，点对点链路有时使用 /31 掩码（255.255.255.254）可进一步实现零浪费，但该选项未列出，且 /30 在传统网络中广泛支持，符合题意要求。

【解析】 路由表匹配遵循最长前缀匹配原则。目的地址 192.168.10.23 的前三个八位组为 192.168.10，而路由表中前三条特定网络条目分别为 192.168.1.0、192.168.2.0 和 192.168.3.0，这些通常表示/24 网络（即子网掩码 255.255.255.0），因此它们分别覆盖 192.168.1.x、192.168.2.x 和 192.168.3.x 的地址范围。由于 192.168.10.23 不在这些范围内，故不匹配。

第四条条目 0.0.0.0 是默认路由（子网掩码 0.0.0.0），匹配任何目的地址。因此，该数据报将匹配默认路由，其下一跳路由器地址为 192.168.2.66。选项 A 对应 192.168.3.0 网络的下一跳，不匹配；选项 C 和 D 均不符合路由表规则。

【解析】

首先，UDP 数据报长度为 3000 字节，在传输时会被封装成 IP 数据报。IP 数据报包括 IP 头部和 IP 数据部分，其中 IP 数据部分就是整个 UDP 数据报。标准 IP 头部长度为 20 字节，因此 IP 数据报的总长度为 3000 + 20 = 3020 字节。

以太网的数据链路层 MTU（最大传输单元）通常为 1500 字节，这意味着每个 IP 数据报在以太网中传输时，总长度不能超过 1500 字节。因此，当 IP 数据报长度超过 MTU 时，IP 层需要进行分片。

分片时，每个 IP 数据片都包含自己的 IP 头部（20 字节），因此每个数据片的数据部分最大为 1500 - 20 = 1480 字节。此外，IP 分片偏移字段以 8 字节为单位，要求数据部分大小是 8 的倍数；1480 字节正好是 8 的倍数（1480 ÷ 8 = 185），符合要求。

IP 数据报的数据部分总长度为 3000 字节。计算分片数量：第一个数据片携带 1480 字节数据，剩余 1520 字节；第二个数据片携带 1480 字节数据，剩余 40 字节；第三个数据片携带 40 字节数据。因此，共需要 3 个 IP 数据片。

分片后，第三个数据片的总长度为 20 字节头部加 40 字节数据，共 60 字节，小于 MTU，传输正常。综上，正确答案是 3 个分片，对应选项 B。

【解析】 TCP 协议采用可变大小的滑动窗口协议来实现流量控制。在 TCP 通信中，接收方通过每个确认报文段中的窗口字段（即接收窗口 rwnd）向发送方通告其当前可用的缓冲区大小。发送方根据这个窗口值动态调整自己的发送窗口，确保发送的数据量不会超过接收方的处理能力，从而防止缓冲区溢出和数据丢失。

这种方式允许 TCP 适应网络状况和接收方负载的变化，实现高效的端到端流量管理。相比之下，停等 ARQ 协议和后退 N 帧 ARQ 协议主要用于差错控制，而非流量控制；固定大小的滑动窗口协议缺乏灵活性，无法适应动态变化的网络环境。因此，TCP 的流量控制依赖于可变大小的滑动窗口机制。