examen moexamen moodle so 2012 2013 cap10odle so 2012 2013 cap9

Cap. 9. Planificarea uniprocesor. 1. Descriei pe scurt trei tipuri de planificare a procesorului.a. Planificarea pe termen lung: decizia de a aduga un proces grupului de procese care urmeaz a fi executate. Planificarea pe termen mediu: decizia de a aduga la numrul de procese care sunt parial sau n ntregime n memoria. Principal. Planificarea pe termen scurt: decizia privind care proces va fi executat de procesor.b. Planificarea pe termen lung: decizia de a aduga la numrul de procese care sunt parial sau n ntregime n memoria principal. Planificarea pe termen mediu: decizia de a aduga un proces grupului de procese care urmeaz a fi executate. Planificarea pe termen scurt: decizia privind care proces va fi executat de procesor.c. Planificarea pe termen lung: decizia privind care proces va fi executat de procesor. Planificarea pe termen mediu: decizia de a aduga la numrul de procese care sunt parial sau n ntregime n memoria principal. Planificarea pe termen scurt: decizia de a aduga un proces grupului de procese care urmeaz a fi executate.d. Planificarea pe termen lung: decizia de a aduga un proces grupului de procese care urmeaz a fi executate. Planificarea pe termen mediu: decizia privind care proces va fi executat de procesor. Planificarea pe termen scurt: decizia de a aduga la numrul de procese care sunt parial sau n ntregime n memoria principal.

2. Care sunt n mod uzual cerinele critice privind performana ntr-un sistem de operare interactiv?a. Timpul de rspuns.b. Viteza de execuie a proceselor.c. Timpul de ateptare.d. Timpul dintre intrere-ieire (turnaround).e. Planificarea pe termen mediu.

3. Care sunt diferenele ntre timpul turnaround (timpul ntre momentul intrrii n sistem i cel al ieirii sau execuiei) i timpul de rspuns?a. Turnaround time (timpul intra-ieire) este timpul total petrecut n sistem (timpul de ateptare plus timpul de servire). Timpul de rspuns este timpul consumat ntre depunerea unei cereri i momentul n care rspunsul apare la ieire.b. Turnaround time (timpul intra-ieire) este timpul consumat ntre depunerea unei cereri i momentul n care rspunsul apare la ieire Timpul de rspuns este timpul total petrecut n sistem (timpul de ateptare plus timpul de servire).c. Turnaround time (timpul intra-ieire) este timpul mediu de execuie a unui proces. Timpul de rspuns este timpul consumat ntre lansarea n execuie i EXIT. d. Turnaround time (timpul intra-ieire) este viteza de execuie a job-urilor/ secund. Timpul de rspuns este timpul consumat de comunicaia ntre dou procese.

4. Pentru planificarea proceselor, o valoare mic reprezint o prioritate mic sau o prioritate mare?a. n UNIX i alte multe sisteme, valori mari pentru prioritate reprezint procese cu prioritate mic. Unele sisteme precum Windows, utilizeaz semnificaia opus: un numr mare reprezint o prioritate mare.b. n UNIX i alte multe sisteme, valori mari pentru prioritate reprezint procese cu prioritate mare. Unele sisteme precum Windows, utilizeaz semnificaia opus: un numr mare reprezint o prioritate mic.c. n UNIX i alte multe sisteme, valori mici pentru prioritate reprezint procese cu prioritate mic. Unele sisteme precum Windows, utilizeaz semnificaia opus: un numr mic reprezint o prioritate mare.

5. Care este diferena ntre planificarea cu suspendare (preemptive ) i planificarea fr suspendare (nonpreemptive) ?a. Planificarea fr suspendare: dac un proces este n starea in execuie. El continu s se execute pn cnd se termin, se autoblocheaz ateptnd completarea unei operaii I/O sau cere un serviciu al sistemului de operare. Planificarea cu suspendare: procesul care este n execuie poate fi ntrerupt i mutat n starea ready de ctre sistemul de operare. Decizia de suspendare poate fi luat atunci cnd sosete un nou proces, cnd apare o ntrerupere care deblocheaz un proces pe care l plaseaz n lista ready i acest din urm proces este mai prioritar dect procesul curent, sau periodic pe baza ntreruperii de ceas.b. Planificarea cu suspendare:dac un proces este n starea in execuie. El continu s se execute pn cnd se termin, se autoblocheaz ateptnd completarea unei operaii I/O sau cere un serviciu al sistemului de operare. Planificarea fr suspendare: procesul care este n execuie poate fi ntrerupt i mutat n starea ready de ctre sistemul de operare. Decizia de suspendare poate fi luat atunci cnd sosete un nou proces, cnd apare o ntrerupere care deblocheaz un proces pe care l plaseaz n lista ready i acest din urm proces este mai prioritar dect procesul curent, sau periodic pe baza ntreruperii de ceas.c. Planificarea fr suspendare: dac un proces este n starea in execuie. El continu s se execute pn cnd se termin, se autoblocheaz ateptnd completarea unei operaii I/O sau cere un serviciu al sistemului de operare. Planificarea cu suspendare: procesul care este n execuie poate fi ntrerupt i mutat n starea ready de ctre sistemul de operare. Decizia de suspendare poate fi luat atunci cnd sosete un nou proces, cnd apare o ntrerupere care deblocheaz un proces pe care l plaseaz n lista ready i acest din urm proces este mai puin prioritar dect procesul curent, sau periodic pe baza ntreruperii de ceas.d. Planificarea fr suspendare: dac un proces este n starea in execuie. El continu s se execute pn cnd se termin, se autoblocheaz ateptnd completarea unei operaii I/O sau apeleaz o procedur a bibiotecii matematice. Planificarea cu suspendare: procesul care este n execuie poate fi ntrerupt i mutat n starea ready de ctre sistemul de operare. Decizia de suspendare poate fi luat atunci cnd sosete un nou proces, cnd apare o ntrerupere care deblocheaz un proces pe care l plaseaz n lista ready i acest din urm proces este mai prioritar dect procesul curent, sau periodic pe baza ntreruperii de ceas. 6. Definii succint planificarea FCFS.a. Imediat ce un proces devine gata de execuie (ready), acesta se altur listei ready. Imediat ce un proces i nceteaz execuia, procesul care a stat cel mai mult n coada ready este selectat pentru execuie.b. Se genereaz o ntrerupere de ceas n mod periodic. Cnd apare ntreruperea, procesul curent n execuie este plasat n coada ready, i urmtorul proces gata de execuie este selectat pe baza unui algoritm FCFS.c. Aceasta este o politic fr suspendare unde este selecta pentru execuie procesul cu timpul estimat ca fiind cel mai scurt timp de execuie.d. Aceasta este o versiune cu suspendare a SPN. n acest caz, planificatorul alege ntotdeauna procesul care are cel mai scurt timp estimat de completare a execuie. Atunci cnd la coada ready se altur un nou proces, poate fi i acela care are cel mai scurt timp rmas pentru execuie. Ca urmare, planificatorul poate suspenda dac un nou proces devine gata de execuie.e. Atunci cnd procesul curent i completeaz execuia sau devine blocat, se alege un proces gata de execuie care are valoarea cea mai mare pentru R = (w+s)/s unde w = timpul petrecut ateptnd procesorul i s = timpul estimat de servire.f. Planificare este fcut cu suspendare (pe o cuant de timp), i se utilizeaz un mecanism dinamic de prioriti. Atunci cnd un proces intr prima dat n sistem el este plasat n RQ0 (vezi figura 9.4). Dup prima sa execuie, cnd se rentoarce n starea ready, va fi plasat n RQ1. De fiecare dat cnd este suspendat este degradat i plasat n urmtoarea coad cu prioritatea mai mic. Procesele scurte se completeaz repede fr a migra foarte jos n ierarhie. Procesele lungi, n mod gradat vor aluneca treptat n jos. Astfel, procesele noi i scurte sunt favorite fa de cele vechi i lungi. n cadrul fiecrei cozi, cu excepia celei cu prioritatea cea mai mic, se utilizeaz un mecanism simplu de tip FCFS. O dat ajuns n coada cea mai puin prioritar, procesul nu poate merge mai jos, dar revine n aceast coad pn i completeaz execuia. 7. Definii succint planificarea round-robin.a. Se genereaz o ntrerupere de ceas n mod periodic. Cnd apare ntreruperea, procesul curent n execuie este plasat n coada ready, i urmtorul proces gata de execuie este selectat pe baza unui algoritm FCFS.b. Imediat ce un proces devine gata de execuie (ready), acesta se altur listei ready. Imediat ce un proces i nceteaz execuia, procesul care a stat cel mai mult n coada ready este selectat pentru execuie.c. Aceasta este o politic fr suspendare unde este selecta pentru execuie procesul cu timpul estimat ca fiind cel mai scurt timp de execuie.d. Aceasta este o versiune cu suspendare a SPN. n acest caz, planificatorul alege ntotdeauna procesul care are cel mai scurt timp estimat de completare a execuie. Atunci cnd la coada ready se altur un nou proces, poate fi i acela care are cel mai scurt timp rmas pentru execuie. Ca urmare, planificatorul poate suspenda dac un nou proces devine gata de execuie.e. Atunci cnd procesul curent i completeaz execuia sau devine blocat, se alege un proces gata de execuie care are valoarea cea mai mare pentru R = (w+s)/s unde w = timpul petrecut ateptnd procesorul i s = timpul estimat de servire.f. Planificare este fcut cu suspendare (pe o cuant de timp), i se utilizeaz un mecanism dinamic de prioriti. Atunci cnd un proces intr prima dat n sistem el este plasat n RQ0 (vezi figura 9.4). Dup prima sa execuie, cnd se rentoarce n starea ready, va fi plasat n RQ1. De fiecare dat cnd este suspendat este degradat i plasat n urmtoarea coad cu prioritatea mai mic. Procesele scurte se completeaz repede fr a migra foarte jos n ierarhie. Procesele lungi, n mod gradat vor aluneca treptat n jos. Astfel, procesele noi i scurte sunt favorite fa de cele vechi i lungi. n cadrul fiecrei cozi, cu excepia celei cu prioritatea cea mai mic, se utilizeaz un mecanism simplu de tip FCFS. O dat ajuns n coada cea mai puin prioritar, procesul nu poate merge mai jos, dar revine n aceast coad pn i completeaz execuia.

8. Definii succint planificarea shortest-process-next scheduling.a. Aceasta este o politic fr suspendare unde este selecta pentru execuie procesul cu timpul estimat ca fiind cel mai scurt timp de execuie.b. Imediat ce un proces devine gata de execuie (ready), acesta se altur listei ready. Imediat ce un proces i nceteaz execuia, procesul care a stat cel mai mult n coada ready este selectat pentru execuie.c. Se genereaz o ntrerupere de ceas n mod periodic. Cnd apare ntreruperea, procesul curent n execuie este plasat n coada ready, i urmtorul proces gata de execuie este selectat pe baza unui algoritm FCFS.d. Aceasta este o versiune cu suspendare a SPN. n acest caz, planificatorul alege ntotdeauna procesul care are cel mai scurt timp estimat de completare a execuie. Atunci cnd la coada ready se altur un nou proces, poate fi i acela care are cel mai scurt timp rmas pentru execuie. Ca urmare, planificatorul poate suspenda dac un nou proces devine gata de execuie.e. Atunci cnd procesul curent i completeaz execuia sau devine blocat, se alege un proces gata de execuie care are valoarea cea mai mare pentru R = (w+s)/s unde w = timpul petrecut ateptnd procesorul i s = timpul estimat de servire.f. Planificare este fcut cu suspendare (pe o cuant de timp), i se utilizeaz un mecanism dinamic de prioriti. Atunci cnd un proces intr prima dat n sistem el este plasat n RQ0 (vezi figura 9.4). Dup prima sa execuie, cnd se rentoarce n starea ready, va fi plasat n RQ1. De fiecare dat cnd este suspendat este degradat i plasat n urmtoarea coad cu prioritatea mai mic. Procesele scurte se completeaz repede fr a migra foarte jos n ierarhie. Procesele lungi, n mod gradat vor aluneca treptat n jos. Astfel, procesele noi i scurte sunt favorite fa de cele vechi i lungi. n cadrul fiecrei cozi, cu excepia celei cu prioritatea cea mai mic, se utilizeaz un mecanism simplu de tip FCFS. O dat ajuns n coada cea mai puin prioritar, procesul nu poate merge mai jos, dar revine n aceast coad pn i completeaz execuia.

9. Definii succint planificarea shortest-remaining-time scheduling.a. Aceasta este o versiune cu suspendare a SPN. n acest caz, planificatorul alege ntotdeauna procesul care are cel mai scurt timp estimat de completare a execuie. Atunci cnd la coada ready se altur un nou proces, poate fi i acela care are cel mai scurt timp rmas pentru execuie. Ca urmare, planificatorul poate suspenda dac un nou proces devine gata de execuie.b. Imediat ce un proces devine gata de execuie (ready), acesta se altur listei ready. Imediat ce un proces i nceteaz execuia, procesul care a stat cel mai mult n coada ready este selectat pentru execuie.c. Se genereaz o ntrerupere de ceas n mod periodic. Cnd apare ntreruperea, procesul curent n execuie este plasat n coada ready, i urmtorul proces gata de execuie este selectat pe baza unui algoritm FCFS.d. Aceasta este o politic fr suspendare unde este selecta pentru execuie procesul cu timpul estimat ca fiind cel mai scurt timp de execuie.e. Atunci cnd procesul curent i completeaz execuia sau devine blocat, se alege un proces gata de execuie care are valoarea cea mai mare pentru R = (w+s)/s unde w = timpul petrecut ateptnd procesorul i s = timpul estimat de servire.f. Planificare este fcut cu suspendare (pe o cuant de timp), i se utilizeaz un mecanism dinamic de prioriti. Atunci cnd un proces intr prima dat n sistem el este plasat n RQ0 (vezi figura 9.4). Dup prima sa execuie, cnd se rentoarce n starea ready, va fi plasat n RQ1. De fiecare dat cnd este suspendat este degradat i plasat n urmtoarea coad cu prioritatea mai mic. Procesele scurte se completeaz repede fr a migra foarte jos n ierarhie. Procesele lungi, n mod gradat vor aluneca treptat n jos. Astfel, procesele noi i scurte sunt favorite fa de cele vechi i lungi. n cadrul fiecrei cozi, cu excepia celei cu prioritatea cea mai mic, se utilizeaz un mecanism simplu de tip FCFS. O dat ajuns n coada cea mai puin prioritar, procesul nu poate merge mai jos, dar revine n aceast coad pn i completeaz execuia.

10. Definii succint planificarea highest-response-ratio-next scheduling.a. Atunci cnd procesul curent i completeaz execuia sau devine blocat, se alege un proces gata de execuie care are valoarea cea mai mare pentru R = (w+s)/s unde w = timpul petrecut ateptnd procesorul i s = timpul estimat de servire.b. Imediat ce un proces devine gata de execuie (ready), acesta se altur listei ready. Imediat ce un proces i nceteaz execuia, procesul care a stat cel mai mult n coada ready este selectat pentru execuie.c. Se genereaz o ntrerupere de ceas n mod periodic. Cnd apare ntreruperea, procesul curent n execuie este plasat n coada ready, i urmtorul proces gata de execuie este selectat pe baza unui algoritm FCFS.d. Aceasta este o politic fr suspendare unde este selecta pentru execuie procesul cu timpul estimat ca fiind cel mai scurt timp de execuie.e. Aceasta este o versiune cu suspendare a SPN. n acest caz, planificatorul alege ntotdeauna procesul care are cel mai scurt timp estimat de completare a execuie. Atunci cnd la coada ready se altur un nou proces, poate fi i acela care are cel mai scurt timp rmas pentru execuie. Ca urmare, planificatorul poate suspenda dac un nou proces devine gata de execuie.f. Planificare este fcut cu suspendare (pe o cuant de timp), i se utilizeaz un mecanism dinamic de prioriti. Atunci cnd un proces intr prima dat n sistem el este plasat n RQ0 (vezi figura 9.4). Dup prima sa execuie, cnd se rentoarce n starea ready, va fi plasat n RQ1. De fiecare dat cnd este suspendat este degradat i plasat n urmtoarea coad cu prioritatea mai mic. Procesele scurte se completeaz repede fr a migra foarte jos n ierarhie. Procesele lungi, n mod gradat vor aluneca treptat n jos. Astfel, procesele noi i scurte sunt favorite fa de cele vechi i lungi. n cadrul fiecrei cozi, cu excepia celei cu prioritatea cea mai mic, se utilizeaz un mecanism simplu de tip FCFS. O dat ajuns n coada cea mai puin prioritar, procesul nu poate merge mai jos, dar revine n aceast coad pn i completeaz execuia.

11. Definii succint planificarea feedback scheduling.a. Planificare este fcut cu suspendare (pe o cuant de timp), i se utilizeaz un mecanism dinamic de prioriti. Atunci cnd un proces intr prima dat n sistem el este plasat n RQ0 (vezi figura 9.4). Dup prima sa execuie, cnd se rentoarce n starea ready, va fi plasat n RQ1. De fiecare dat cnd este suspendat este degradat i plasat n urmtoarea coad cu prioritatea mai mic. Procesele scurte se completeaz repede fr a migra foarte jos n ierarhie. Procesele lungi, n mod gradat vor aluneca treptat n jos. Astfel, procesele noi i scurte sunt favorite fa de cele vechi i lungi. n cadrul fiecrei cozi, cu excepia celei cu prioritatea cea mai mic, se utilizeaz un mecanism simplu de tip FCFS. O dat ajuns n coada cea mai puin prioritar, procesul nu poate merge mai jos, dar revine n aceast coad pn i completeaz execuia.b. Imediat ce un proces devine gata de execuie (ready), acesta se altur listei ready. Imediat ce un proces i nceteaz execuia, procesul care a stat cel mai mult n coada ready este selectat pentru execuie.c. Se genereaz o ntrerupere de ceas n mod periodic. Cnd apare ntreruperea, procesul curent n execuie este plasat n coada ready, i urmtorul proces gata de execuie este selectat pe baza unui algoritm FCFS.d. Aceasta este o politic fr suspendare unde este selecta pentru execuie procesul cu timpul estimat ca fiind cel mai scurt timp de execuie.e. Aceasta este o versiune cu suspendare a SPN. n acest caz, planificatorul alege ntotdeauna procesul care are cel mai scurt timp estimat de completare a execuie. Atunci cnd la coada ready se altur un nou proces, poate fi i acela care are cel mai scurt timp rmas pentru execuie. Ca urmare, planificatorul poate suspenda dac un nou proces devine gata de execuie.f. Atunci cnd procesul curent i completeaz execuia sau devine blocat, se alege un proces gata de execuie care are valoarea cea mai mare pentru R = (w+s)/s unde w = timpul petrecut ateptnd procesorul i s = timpul estimat de servire.

12. Considerai urmtoarea ncrcare:

Prezentai planificarea utiliznd shortest remaining time, nonpreemptive priority (un numr mic al prioritii implic o prioritate mai mare) i o cuant round robin de 30 ms. Utilizai o diagram cu diviziuni de timp aa cum se prezint mai jos pentru un exemplu ce utilizeaz FCFS, pentru a arta planificarea pentru fiecare politic cerut de planificare.

a.Shortest Remaining Time:P1P1P2P2P1P1P1P4P4P4P4P3P3P3P3P3P3P3P3P3P3

Non-preemptive Priority:P1P1P1P1P1P2P2P4P4P4P4P3P3P3P3P3P3P3P3P3P3

Round Robin with quantum of 30 ms:P1P1P1P2P2P1P1P3P3P3P4P4P4P3P3P3P4P3P3P3P3

b.Shortest Remaining Time:P1P1P2P2P1P1P1P4P4P4P3P3P3P3P3P3P3P3P3P3P3



c.Shortest Remaining Time:P1P1P2P2P1P1P1P4P4P4P4P3P3P3P3P3P3P3P3P3P3



d.Shortest Remaining Time:P1P1P2P2P1P1P1P4P4P4P4P3P3P3P3P3P3P3P3P3P3



e.Shortest Remaining Time:P1P1P2P2P1P1P1P4P4P4P4P3P3P3P3P3P3P3P3P3P3



13. Considerai urmtoarea ncrcare:

Prezentai planificarea utiliznd shortest remaining time, nonpreemptive priority (un numr mic al prioritii implic o prioritate mai mare) i o cuant round robin de 30 ms. Utilizai o diagram cu diviziuni de timp aa cum se prezint mai jos pentru un exemplu ce utilizeaz FCFS, pentru a arta planificarea pentru fiecare politic cerut de planificare.

Care este media timpului de ateptare pentru politicile de planificare menionate anterior?

a. Shortest Remaining Time: = 25 ms.Non-preemptive Priority: = 27.5msRound-Robin: = 42.5msb. Shortest Remaining Time: = 24.5 ms.Non-preemptive Priority: = 27.5msRound-Robin: = 42.5msc. Shortest Remaining Time: = 25 ms.Non-preemptive Priority: = 26.5msRound-Robin: = 42.5msd. Shortest Remaining Time: = 25.5 ms.Non-preemptive Priority: = 26.5msRound-Robin: = 41.5mse. Shortest Remaining Time: = 24 ms.Non-preemptive Priority: = 26.5msRound-Robin: = 41.5ms

14. Considerai urmtorul set de procese:

Realizai aceeai analiz aa cum este aceasta prezentat n Tabelul 9.5 i Figura 9.5 din acest capitol.

a.FCFSAAABBBBBCCDDDDDEEEEE

RR, q = 1ABABCABCBDBDEDEDEDEE

RR, q = 4AAABBBBCCBDDDDEEEEDE

SPNAAACCBBBBBDDDDDEEEEE

SRTAAACCBBBBBDDDDDEEEEE

HRRNAAABBBBBCCDDDDDEEEEE

Feedback, q = 1ABACBCABBDBDEDEDEDEE

Feedback, q = 2iABAACBBCBBDDEDDEEDEE

ABCDE

Ta013912

Ts35255

FCFSTf38101520

Tr3.007.007.006.008.006.20

Tr/Ts1.001.403.501.201.601.74

RR q = 1Tf6.0011.008.0018.0020.00

Tr6.0010.005.009.008.007.60

Tr/Ts2.002.002.501.801.601.98

RR q = 4Tf3.0010.009.0019.0020.00

Tr3.009.006.0010.008.007.20

Tr/Ts1.001.803.002.001.601.88

SPNTf3.0010.005.0015.0020.00

Tr3.009.002.006.008.005.60

Tr/Ts1.001.801.001.201.601.32

SRTTf3.0010.005.0015.0020.00

Tr3.009.002.006.008.005.60

Tr/Ts1.001.801.001.201.601.32

HRRNTf3.008.0010.0015.0020.00

Tr3.007.007.006.008.006.20

Tr/Ts1.001.403.501.201.601.74

FB q = 1Tf7.0011.006.0018.0020.00

Tr7.0010.003.009.008.007.40

Tr/Ts2.332.001.501.801.601.85

FB Tf4.0010.008.0018.0020.00

q = 2iTr4.009.005.009.008.007.00

Tr/Ts1.331.802.501.801.601.81

b.

FCFSAAABBBBBCCDDDDDEEEEE






Feedback, q = 1ABACBCABBBBDEDEDEDEE


ABCDE

Ta013912

Ts35255

FCFSTf38101520

Tr3.007.007.006.008.006.20

Tr/Ts1.001.403.501.201.601.74

RR q = 1Tf6.0011.008.0018.0020.00

Tr6.0010.005.009.008.007.60

Tr/Ts2.002.002.501.801.601.98

RR q = 4Tf3.0010.009.0019.0020.00

Tr3.009.006.0010.008.007.20

Tr/Ts1.001.803.002.001.601.88

SPNTf3.0010.005.0015.0020.00

Tr3.009.002.006.008.005.60

Tr/Ts1.001.801.001.201.601.32

SRTTf3.0010.005.0015.0020.00

Tr3.009.002.006.008.005.60

Tr/Ts1.001.801.001.201.601.32

HRRNTf3.008.0010.0015.0020.00

Tr3.007.007.006.008.006.20

Tr/Ts1.001.403.501.201.601.74

FB q = 1Tf7.0011.006.0018.0020.00

Tr7.0010.003.009.008.007.40

Tr/Ts2.332.001.501.801.601.85

FB Tf4.0010.008.0018.0020.00

q = 2iTr4.009.005.009.008.007.00

Tr/Ts1.331.802.501.801.601.81

c.FCFSAAABBBBBCCDDDDDEEEEE








ABCDE

Ta013912

Ts35255

FCFSTf38101520

Tr3.007.007.006.008.006.20

Tr/Ts1.001.403.501.201.601.74

RR q = 1Tf6.0011.008.0019.0020.00

Tr6.0010.005.009.008.007.60

Tr/Ts2.002.002.501.801.601.98

RR q = 4Tf3.0010.009.0019.0020.00

Tr3.009.006.0010.008.007.20

Tr/Ts1.001.803.002.001.601.88

SPNTf3.0010.005.0015.0020.00

Tr3.009.002.006.008.005.60

Tr/Ts1.001.801.001.201.601.32

SRTTf3.0010.005.0015.0020.00

Tr3.009.002.006.008.005.60

Tr/Ts1.001.801.001.201.601.32

HRRNTf3.008.0010.0015.0020.00

Tr3.007.007.006.008.006.20

Tr/Ts1.001.403.501.201.601.74

FB q = 1Tf7.0011.006.0018.0020.00

Tr7.0010.003.009.008.007.40

Tr/Ts2.332.001.501.801.601.85

FB Tf4.0010.008.0018.0020.00

q = 2iTr4.009.005.009.008.007.00

Tr/Ts1.331.802.501.801.601.81

d.FCFSAAABBBBBCCDDDDDEEEEE








ABCDE

Ta013912

Ts35255

FCFSTf38101520

Tr3.007.007.006.008.006.20

Tr/Ts1.001.403.501.201.601.74

RR q = 1Tf6.0011.008.0018.0020.00

Tr6.0010.005.009.008.007.60

Tr/Ts2.002.002.501.801.601.98

RR q = 4Tf3.0010.009.0019.0020.00

Tr3.009.006.0010.008.007.20

Tr/Ts1.001.803.002.001.601.88

SPNTf3.0010.005.0015.0020.00

Tr3.009.002.006.008.005.60

Tr/Ts1.001.801.001.201.601.32

SRTTf3.0010.005.0015.0020.00

Tr3.009.002.006.008.005.60

Tr/Ts1.001.801.001.201.601.30

HRRNTf3.008.0010.0015.0020.00

Tr3.007.007.006.008.006.20

Tr/Ts1.001.403.501.201.601.74

FB q = 1Tf7.0011.006.0018.0020.00

Tr7.0010.003.009.008.007.40

Tr/Ts2.332.001.501.801.601.85

FB Tf4.0010.008.0018.0020.00

q = 2iTr4.009.005.009.008.007.00

Tr/Ts1.331.802.501.801.601.81

15. Presupunei urmtorul ablon pentru timpul de execuie n salv (continu): 6, 4, 6, 4, 13, 13, 13, i presupunei c valoare iniial este 10. Trasai un grafic similar celui din figura 9.9.

a.Age of ObservationObserved ValueSimple Averagealpha = 0.8alpha = 0.5

160.000.000.00

243.004.803.00

363.334.163.50

444.005.634.75

5134.004.334.38

6135.5011.278.69

7136.5712.6510.84

b.Age of ObservationObserved ValueSimple Averagealpha = 0.8alpha = 0.5

160.000.000.00

243.004.803.00

363.334.163.50

444.005.634.75

5124.004.334.38

6135.5011.278.69

7136.5712.6510.84

c.Age of ObservationObserved ValueSimple Averagealpha = 0.8alpha = 0.5

160.000.000.00

243.004.803.00

263.334.163.50

444.005.634.75

5134.004.334.38

6135.5011.278.69

7136.5712.6510.84

d.Age of ObservationObserved ValueSimple Averagealpha = 0.8alpha = 0.5

160.000.000.00

243.004.803.00

363.334.163.45

444.005.634.75

5134.004.334.38

6135.5011.278.69

7136.5712.6510.84

e.Age of ObservationObserved ValueSimple Averagealpha = 0.8alpha = 0.5

160.000.000.00

243.004.803.00

363.334.163.50

444.005.634.75

5134.004.334.38

6135.5011.278.69

7136.5712.6510.83

16. 9.5 Considerai urmtoarea pereche de ecuaii ca o alternativ la ecuaia ( 9.3 ):Sn+1 = Tn + (1 - )SnXn+1 = min[Ubound, max[Lbound, (Sn+1)]]unde Ubound i Lbound sunt marginile superioar i inferioar pre-alese pentru valoarea estimat a lui T. Valoarea Xn + 1 este utilizat n algoritmul shortest-process-next, n loc de valoarea Sn + 1. Ce funcii realizeaz i , i care este efectul unor valori mici sau mari ale acestora?a. Prima ecuaie este identic cu ecuaia 9.3, astfel c parametrul ofer un efect de netezire exponenial. Parametrul un factor care exprim variana ntrzierii (de ex. ntre 1,3 i 2,0). O valoare mic pentru va determina o adaptare mai rapid la schimbrile date de timpul de observare, dar va determina i o fluctuaie mai mare a estimrilor.b. Prima ecuaie nu este identic cu ecuaia 9.3, astfel c parametrul ofer un efect de netezire exponenial. Parametrul un factor care exprim variana ntrzierii (de ex. ntre 1,3 i 2,0). O valoare mic pentru va determina o adaptare mai rapid la schimbrile date de timpul de observare, dar va determina i o fluctuaie mai mare a estimrilor.c. Prima ecuaie este identic cu ecuaia 9.3, astfel c parametrul ofer un efect de netezire exponenial. Parametrul un factor care exprim variana ntrzierii (de ex. ntre 1,3 i 2,0). O valoare mic pentru va determina o adaptare mai rapid la schimbrile date de timpul de observare, dar va determina i o fluctuaie mai mare a estimrilor.d. Prima ecuaie este identic cu ecuaia 9.3, astfel c parametrul ofer un efect de netezire exponenial. Parametrul un factor care exprim variana ntrzierii (de ex. ntre 11,3 i 20,0). O valoare mic pentru va determina o adaptare mai lent la schimbrile date de timpul de observare, dar va determina i o fluctuaie mai mic a estimrilor.

17. n exemplul din figura Figure 9.5, procesul A se execut dou uniti de timp nainte ca s fie pasat controlul lui B. Un alt scenariu plauzibil poate fi acela ca A s ruleze trei uniti de timp nainte ca s fie pasat controlul lui B.. Ce diferene ntre politicile algoritmului feedbackscheduling vor trebui luate n calcul pentru cele dou scenarii?a. Depinde de momentul cnd se pune job-ul A n coad, dup prima unitate de timp sau nu. Dac da, atunci are dreptul la dou uniti adiionale de timp nainte de a putea fi suspendat (ntrerupt).b. Depinde de momentul cnd se pune job-ul A n coad, dup prima unitate de timp sau nu. Dac nu, atunci are dreptul la dou uniti adiionale de timp nainte de a putea fi suspendat (ntrerupt).c. Depinde de momentul cnd se pune job-ul A n coad, dup a doua-a unitate de timp sau nu. Dac da, atunci are dreptul la nou uniti adiionale de timp nainte de a putea fi suspendat (ntrerupt).d. Depinde de momentul cnd se pune job-ul A n coad, dup prima unitate de timp sau nu. Dac da, atunci nu are dreptul la dou uniti adiionale de timp nainte de a putea fi suspendat (ntrerupt).

18. ntr-un sistem uniprocesor nonpreemptive, coada ready conine trei job-uri la timpul t imediat dup completarea unui job curent. Aceste job-uri au sosit la momentele de timp t1 , t2 , i t3 cu timpii de execuie estimai avnd valoarea r1, r2 , i respectiv r3. Figura 9.18 prezint creterea liniar a raportului lor de rspuns (response ratios) n funcie de timp. Utilizai acest exemplu pentru a gsi o variant a planificrii n funcie de raportul lor de rspuns, cunoscut ca minimax response ratio scheduling, care minimizeaz maximul raportul lor de rspuns pentru un lot dat de job-uri ignornd viitoarele sosiri (Sugestie: Decidei prima dat care job s-l planificai ultimul.)

a. Prima dat, planificatorul calculeaz rapoartele de rspuns la timpul t + r1 + r2 + r3, cnd sunt terminate toate cele trei job-uri (vezi figura). La acel moment job-ul trei are cel mai mic raport de rspuns din cele trei: ca urmare planificatorul decide s execute acest ultim job i trece la examinarea job-urilor 1 i doi la momentul t + r1 + r2, cnd ambele se vor termina. Aici raportul de rspuns al job-ului 1 este mai mic, i n consecin job-ul 2 va fi selectat pentru execuie la momentul t. Acest este repetat de fiecare dat cnd un job este completat pentru a lua n calcul noile job-uri sosite.

b.Prima dat, planificatorul calculeaz rapoartele de rspuns la timpul t + r1 + r2 + r3, cnd sunt terminate toate cele trei job-uri (vezi figura). La acel moment job-ul 1 are cel mai mic raport de rspuns din cele trei: ca urmare planificatorul decide s execute acest ultim job i trece la examinarea job-urilor 2 i 3 la momentul t + r1 + r2, cnd ambele se vor termina. Aici raportul de rspuns al job-ului 2 este mai mic, i n consecin job-ul 1 va fi selectat pentru execuie la momentul t. Acest este repetat de fiecare dat cnd un job este completat pentru a lua n calcul noile job-uri sosite.

c.Prima dat, planificatorul calculeaz rapoartele de rspuns la timpul t + r1 + r2 + r3, cnd sunt terminate toate cele trei job-uri (vezi figura). La acel moment job-ul 2 are cel mai mic raport de rspuns din cele trei: ca urmare planificatorul decide s execute acest ultim job i trece la examinarea job-urilor 3 i 1 la momentul t + r1 + r2, cnd ambele se vor termina. Aici raportul de rspuns al job-ului 3 este mai mic, i n consecin job-ul 1 va fi selectat pentru execuie la momentul t. Acest este repetat de fiecare dat cnd un job este completat pentru a lua n calcul noile job-uri sosite.

d.Prima dat, planificatorul calculeaz rapoartele de rspuns la timpul t + r1 + r2 + r3, cnd sunt terminate toate cele trei job-uri (vezi figura). La acel moment job-ul trei are cel mai mic raport de rspuns din cele trei: ca urmare planificatorul decide s execute acest ultim job i trece la examinarea job-urilor 1 i doi la momentul t + r1 + r2, cnd ambele se vor termina. Aici raportul de rspuns al job-ului 1 este mai mic, i n consecin job-ul va fi selectat pentru execuie la momentul t. Acest este repetat de fiecare dat cnd un job este completat pentru a lua n calcul noile job-uri sosite.

19. Considerai o variant a algoritmului de planificare RR unde intrrile n coada ready sunt pointeri la PCB-uri. Care va fi efectul plasrii a doi pointeri la acelai proces n coada ready?a. Deoarece coada ready are pointeri multipli la acelai proces, sistemul ofer acelui proces un tratament preferenial. Aceasta nseamn c, acel proces va prelua un timp procesor dublu fa de un proces cu un singur pointer.b. Avantajul este acela c unui job mai important i se poate da mai mult timp procesor prin simpla adugare a unui pointer adiional (un supracontrol redus pentru implementare).c. Ofer procesului o cuant de timp mai mare prin utilizarea a dou prioriti. Se adaug un bit n PCB care spune c un proces poate rula dou cuante de timp. Adaug un ntreg n PCB care indic numrul de cuante pe care le poate executa un proces. Se prevd dou cozi ready, una din ele permite cuante mai lungi pentru job-uri cu prioritate mai mare.

20. Considerai o variant a algoritmului de planificare RR unde intrrile n coada ready sunt pointeri la PCB-uri. Care ar fi avantajul major al acestei scheme?a. Avantajul este acela c unui job mai important i se poate da mai mult timp procesor prin simpla adugare a unui pointer adiional (un supracontrol redus pentru implementare).b. Deoarece coada ready are pointeri multipli la acelai proces, sistemul ofer acelui proces un tratament preferenial. Aceasta nseamn c, acel proces va prelua un timp procesor dublu fa de un proces cu un singur pointer.c. Ofer procesului o cuant de timp mai mare prin utilizarea a dou prioriti. Se adaug un bit n PCB care spune c un proces poate rula dou cuante de timp. Adaug un ntreg n PCB care indic numrul de cuante pe care le poate executa un proces. Se prevd dou cozi ready, una din ele permite cuante mai lungi pentru job-uri cu prioritate mai mare.

21. Considerai o variant a algoritmului de planificare RR unde intrrile n coada ready sunt pointeri la PCB-uri. Cum putei modifica algoritmul RR de baz ca s obinei acelai efect fr a duplica pointerii?a. Ofer procesului o cuant de timp mai mare prin utilizarea a dou prioriti. Se adaug un bit n PCB care spune c un proces poate rula dou cuante de timp. Adaug un ntreg n PCB care indic numrul de cuante pe care le poate executa un proces. Se prevd dou cozi ready, una din ele permite cuante mai lungi pentru job-uri cu prioritate mai mare.b. Deoarece coada ready are pointeri multipli la acelai proces, sistemul ofer acelui proces un tratament preferenial. Aceasta nseamn c, acel proces va prelua un timp procesor dublu fa de un proces cu un singur pointer.c. Avantajul este acela c unui job mai important i se poate da mai mult timp procesor prin simpla adugare a unui pointer adiional (un supracontrol redus pentru implementare).

22. Un sistem interactiv ce utilizeaz planificarea round-robin i comutarea (swapping) ncearc s dea un rspuns garantat unei cereri triviale cum este urmtoarea: dup completarea unui ciclul round-robin pentru toate procesele ready, sistemul determin cuanta de timp pe care s o aloce pentru urmtorul ciclul, diviznd timpul maxim de rspuns la numrul de procese care cer a fi servite. Este aceast politic rezonabil? a. Numai dac exist doar puini utilizatori n sistem. Atunci cnd cuanta descrete pentru a satisface rapid doi utilizatori se ntmpl dou lucruri: (1) descrete utilizarea procesorului, i (2) la un anumit punct, cuanta devine prea mic pentru a satisface cele mai triviale cereri. Utilizatorii vor experimenta o cretere suprtoare a timpului de rspuns, deoarece cererile lor trebuie s treac de mai multe ori prin coada round-robin.b. Numai dac exist foarte mui utilizatori n sistem. Atunci cnd cuanta descrete pentru a satisface rapid doi utilizatori se ntmpl dou lucruri: (1) descrete utilizarea procesorului, i (2) la un anumit punct, cuanta devine prea mic pentru a satisface cele mai triviale cereri. Utilizatorii vor experimenta o cretere suprtoare a timpului de rspuns, deoarece cererile lor trebuie s treac de mai multe ori prin coada round-robin.c. Numai dac exist doar puini utilizatori n sistem. Atunci cnd cuanta crete pentru a satisface rapid doi utilizatori se ntmpl dou lucruri: (1) descrete utilizarea procesorului, i (2) la un anumit punct, cuanta devine prea mic pentru a satisface cele mai triviale cereri. Utilizatorii vor experimenta o cretere suprtoare a timpului de rspuns, deoarece cererile lor trebuie s treac de mai multe ori prin coada round-robin.d. Numai dac exist doar puini utilizatori n sistem. Atunci cnd cuanta descrete pentru a satisface rapid doi utilizatori se ntmpl dou lucruri: (1) crete utilizarea procesorului, i (2) la un anumit punct, cuanta devine prea mic pentru a satisface cele mai triviale cereri. Utilizatorii vor experimenta o cretere suprtoare a timpului de rspuns, deoarece cererile lor trebuie s treac de mai multe ori prin coada round-robin.e. Numai dac exist doar puini utilizatori n sistem. Atunci cnd cuanta descrete pentru a satisface rapid doi utilizatori se ntmpl dou lucruri: (1) descrete utilizarea procesorului, i (2) la un anumit punct, cuanta devine prea mare pentru a satisface cele mai triviale cereri. Utilizatorii vor experimenta o cretere suprtoare a timpului de rspuns, deoarece cererile lor trebuie s treac de mai multe ori prin coada round-robin.

23. Ce tip de proces este n general favorizat de un planificator de tip multilevel feedback queueing un proces orientat pe procesor (processor bound - calcule) sau un proces orientat pe operaii I/O (I/O-bound process)? Explicai pe scurt de ce.a. Dac un proces utilizeaz un timp procesor prea mare, acesta va fi mutat ntr-o coad de prioritate mai mic. Aceasta las procesele orientate pe operaii (I/O bound) n cozile cu prioritate mai mare.b. Dac un proces utilizeaz un timp procesor prea mic, acesta va fi mutat ntr-o coad de prioritate mai mic. Aceasta las procesele orientate pe operaii (I/O bound) n cozile cu prioritate mai mare.c. Dac un proces utilizeaz un timp procesor prea mare, acesta va fi mutat ntr-o coad de prioritate mai mare. Aceasta las procesele orientate pe operaii (I/O bound) n cozile cu prioritate mai mic.d. Dac un proces utilizeaz un timp procesor prea mare, acesta va fi mutat ntr-o coad de prioritate mai mic. Aceasta las procesele orientate pe operaii (I/O bound) n cozile cu prioritate mai mic.

24. n planificarea proceselor pe baza prioritii (priority-based process scheduling), planificatorul d controlul unui anumit proces dac nu exist procese cu prioritate mai mare n coada ready curent. Presupunei c nu exist alt informaie pentru a realiza decizia de planificare. De asemenea presupunei c prioritile proceselor sunt stabilite la momentul crerii procesului i nu se schimb. ntr-un sistem de operare cu astfel de presupuneri, de ce soluia Dekker (see Section A.1) la problema excluderii mutuale poate deveni periculoas? Explicai aceasta prin a spune ce eveniment nedorit poate s apar i cum poate s apar.a. Algoritmul lui Dekker se bazeaz pe corectitudinea hardware-ului i a sitemului de operare. Utilizarea prioritilor risc nfometarea dup cum urmeaz. Se poate ntmpla ca P0 s fie un proces care se repet foarte repede, i care gsete constant flag[1] = false, neputnd intra n seciunea critic, n timp ce P1, care prsete bucla intern n care a intrat ateptnd turn-ul su, nu poate seta flag-ul pe true, deoarece P0 citete prea des aceast variabil.b. Algoritmul lui Dekker se bazeaz pe corectitudinea hardware-ului i a sitemului de operare. Utilizarea prioritilor risc nfometarea dup cum urmeaz. Se poate ntmpla ca P0 s fie un proces care se repet foarte repede, i care gsete constant flag[1] = true, neputnd intra n seciunea critic, n timp ce P1, care prsete bucla intern n care a intrat ateptnd turn-ul su, nu poate seta flag-ul pe true, deoarece P0 citete prea des aceast variabil.c. Algoritmul lui Dekker se bazeaz pe corectitudinea hardware-ului i a sitemului de operare. Utilizarea prioritilor risc nfometarea dup cum urmeaz. Se poate ntmpla ca P0 s fie un proces care se repet foarte repede, i care gsete constant flag[1] = false, neputnd intra n seciunea critic, n timp ce P1, care prsete bucla intern n care a intrat ateptnd turn-ul su, nu poate seta flag-ul pe false, deoarece P0 citete prea des aceast variabil.d. Algoritmul lui Dekker se bazeaz pe corectitudinea hardware-ului i a sitemului de operare. Utilizarea prioritilor risc nfometarea dup cum urmeaz. Se poate ntmpla ca P0 s fie un proces care se repet foarte repede, i care gsete constant flag[1] = true, neputnd intra n seciunea critic, n timp ce P1, care prsete bucla intern n care a intrat ateptnd turn-ul su, nu poate seta flag-ul pe false, deoarece P0 citete prea des aceast variabil. 25. Cinci job-uri dintr-un lot, de la A la E, sosesc la un centru de calcul n principiu n acelai timp Acestea au un timp estimat de execuie de 15, 9, 3, 6, i respectiv 12 minute. Prioritile lor (definite extern) sunt 6, 3, 7, 9, i respectiv 4, cu valoarea mai mic corespunznd unei prioriti mai mari. Determinai pentru fiecare dintre urmtorii algoritmi i pentru fiecare proces timpul de intrare-ieire (turnaround time) i pentru toate job-urile timpul mediu intrare-ieire (average turnaround ). Ignorai supracontrolul dat de comutarea proceselor. Explicai cum ai ajuns la rspunsul vostru. Pentru ultimi-le trei cazuri , presupunei c doar un singur job la un moment dat se execut pn se termin i c toate job-urile sun t orientate pe procesor (processor-bound).a. round robin with a time quantum of 1 minuteb. priority schedulingc. FCFS (run in order 15, 9, 3, 6, and 12)d. shortest job firstRspundei la a.

a.12345Elapsed time

AAAAAAAAAAAAAAABBBBBBBBBCCCDDDDDDEEEEEEEEEEEE51015192327303336384042434445

Turnaround time = 42 minThe average turnaround time = 32,2

b.

12345Elapsed time



c.

12345Elapsed time



d.

12345Elapsed time



26. Cinci job-uri dintr-un lot, de la A la E, sosesc la un centru de calcul n principiu n acelai timp Acestea au un timp estimat de execuie de 15, 9, 3, 6, i respectiv 12 minute. Prioritile lor (definite extern) sunt 6, 3, 7, 9, i respectiv 4, cu valoarea mai mic corespunznd unei prioriti mai mari. Determinai pentru fiecare dintre urmtorii algoritmi i pentru fiecare proces timpul de intrare-ieire (turnaround time) i pentru toate job-urile timpul mediu intrare-ieire (average turnaround ). Ignorai supracontrolul dat de comutarea proceselor. Explicai cum ai ajuns la rspunsul vostru. Pentru ultimi-le trei cazuri , presupunei c doar un singur job la un moment dat se execut pn se termin i c toate job-urile sun t orientate pe procesor (processor-bound).a. round robin with a time quantum of 1 minuteb. priority schedulingc. FCFS (run in order 15, 9, 3, 6, and 12)d. shortest job firstRspundei la b

a.PriorityJobTurnaround Time

34679BEACD99 + 12 = 2121 + 15 = 3636 + 3 = 3939 + 6 = 45

The average turnaround time = 30

b.PriorityJobTurnaround Time

34679BEACD99 + 12 = 2122 + 15 = 3736 + 3 = 3939 + 6 = 45


c.PriorityJobTurnaround Time

34679BEACD99 + 13 = 2221 + 15 = 3636 + 3 = 3939 + 6 = 45

The average turnaround time = 30,5

d.PriorityJobTurnaround Time

34679BEACD99 + 12 = 2121 + 15 = 3636 + 3 = 3940 + 6 = 46

The average turnaround time = 29,5

e.PriorityJobTurnaround Time

34679BEACD99 + 12 = 2121 + 15 = 3636 + 4 = 4039 + 6 = 45


f.PriorityJobTurnaround Time

34679BEACD1010 + 12 = 2121 + 15 = 3636 + 3 = 3939 + 6 = 45


27. Cinci job-uri dintr-un lot, de la A la E, sosesc la un centru de calcul n principiu n acelai timp Acestea au un timp estimat de execuie de 15, 9, 3, 6, i respectiv 12 minute. Prioritile lor (definite extern) sunt 6, 3, 7, 9, i respectiv 4, cu valoarea mai mic corespunznd unei prioriti mai mari. Determinai pentru fiecare dintre urmtorii algoritmi i pentru fiecare proces timpul de intrare-ieire (turnaround time) i pentru toate job-urile timpul mediu intrare-ieire (average turnaround ). Ignorai supracontrolul dat de comutarea proceselor. Explicai cum ai ajuns la rspunsul vostru. Pentru ultimi-le trei cazuri , presupunei c doar un singur job la un moment dat se execut pn se termin i c toate job-urile sun t orientate pe procesor (processor-bound).a. round robin with a time quantum of 1 minuteb. priority schedulingc. FCFS (run in order 15, 9, 3, 6, and 12)d. shortest job firstRspundei la ca.JobTurnaround Time

ABCDE1515 + 9 = 2424 + 3 = 2727 + 6 = 3333 + 12 = 45


b.JobTurnaround Time

ABCDE1616 + 9 = 2524 + 3 = 2727 + 6 = 3333 + 12 = 45


c.JobTurnaround Time

ABCDE1515 + 9 = 2424 + 4 = 2827 + 6 = 3333 + 12 = 45


d.JobTurnaround Time

ABCDE1616 + 9 = 2524 + 3 = 2727 + 6 = 3333 + 12 = 45


e.JobTurnaround Time

ABCDE1515 + 9 = 2424 + 3 = 2727 + 6 = 3333 + 12 = 45

The average turnaround time = 3528. Cinci job-uri dintr-un lot, de la A la E, sosesc la un centru de calcul n principiu n acelai timp Acestea au un timp estimat de execuie de 15, 9, 3, 6, i respectiv 12 minute. Prioritile lor (definite extern) sunt 6, 3, 7, 9, i respectiv 4, cu valoarea mai mic corespunznd unei prioriti mai mari. Determinai pentru fiecare dintre urmtorii algoritmi i pentru fiecare proces timpul de intrare-ieire (turnaround time) i pentru toate job-urile timpul mediu intrare-ieire (average turnaround ). Ignorai supracontrolul dat de comutarea proceselor. Explicai cum ai ajuns la rspunsul vostru. Pentru ultimi-le trei cazuri , presupunei c doar un singur job la un moment dat se execut pn se termin i c toate job-urile sun t orientate pe procesor (processor-bound).a. round robin with a time quantum of 1 minuteb. priority schedulingc. FCFS (run in order 15, 9, 3, 6, and 12)d. shortest job firstRspundei la da.Running TimeJobTurnaround Time

3691215CDBEA33 + 6 = 99 + 9 = 1818 + 12 = 3030 + 15 = 45


b.Running TimeJobTurnaround Time

3691215CDBEA33 + 6 = 89 + 9 = 1818 + 12 = 3030 + 15 = 45


c.Running TimeJobTurnaround Time

3691215CDBEA33 + 6 = 99 + 9 = 1718 + 12 = 3030 + 15 = 45

The average turnaround time = 23d.Running TimeJobTurnaround Time

3691215CDBEA33 + 6 = 99 + 9 = 1818 + 12 = 3030 + 15 = 44

The average turnaround time = 24e.Running TimeJobTurnaround Time

3691215CDBEA33 + 6 = 99 + 9 = 1818 + 12 = 2930 + 15 = 45


examen moexamen moodle so 2012 2013 cap10odle so 2012 2013 cap9

Documents