Răspuns Procesul P0 este în starea WAITING, în așteptarea semnalului de la copil. Procesul P1 poate fi în orice stare, în funcție de codul său, dar va trece, cu siguranță, prin starea RUNNING pentru a putea executa apelul exit().

Răspuns Numărul minim de fișiere deschise de procesul P este 0, deoarece este posibil ca toate fișierele să fi fost deschise de părintele lui P. Numărul minim de fișiere deschise în procesul P este 1, și anume fișierul cu descriptorul 42, deoarece este posibil ca toți ceilalți descriptori de fișier să fie închiși.

Răspuns Prin maparea spațiului de memorie al kernel-ului în spațiul de adresă al fiecărui proces se evită schimbarea de context la fiecare apel de sistem, inclusiv apelul schedule().

Răspuns Procesul P0 poate fi în orice stare, în funcție de codul său, dar va trece, cu siguranță, prin starea RUNNING pentru a putea executa apelul wait(). Procesul P1 este în starea TERMINATED (zombie), deoarece și-a încheiat execuția și așteaptă să îi fie citită valoarea de ieșire de către părinte.

Răspuns Numărul minim de apeluri de sistem din secvența de mai sus este 0. Dacă printf scrie la terminal, este line buffered și nu se va executa apel de sistem dacă nu se umple buffer-ul sau nu a fost primit caracterul '\n'. Numărul maxim de apeluri de sistem este 42, dacă în fiecare iterație a for-ului se umple buffer-ul sau a fost primit caracterul '\n'.

Răspuns Deoarece un proces orfan este adoptat imediat de init, este imposibil ca el să devină zombie. Acesta execută wait pentru fiecare proces copil al său, care și-a încheiat execuția, împiedicând ca acesta să devină zombie.

Răspuns Apelul fclose realizează în spate apel de sistem, deoarece închide un fișier, modificând tabela de descriptori din proces. Apelul fclose se mapează pe apelul de sistem close. Apelul printf scrie într-un buffer, iar apelul de sistem write se realizează dacă se umple buffer-ul sau a fost primit caracterul '\n'.

Răspuns Această situație este posibilă dacă cele două procese au un proces “strămoș” comun și descriptorul de fișier nu a fost închis de niciunul dintre procese. Atunci, modificarea cursorului de fișier pentru un descriptor din P1 poate conduce la modificarea cursorului de fișier pentru același descriptor din P2.

Răspuns Procesele care pot elimina din sistem un proces zombie prin apelul wait() sunt: părintele său (dacă nu și-a încheiat execuția) și procesul init (care adoptă procesele orfane și execută wait pentru fiecare proces copil al său, care și-a încheiat execuția.

Răspuns Dacă apelul fork() eșuează nu va fi creat niciun proces nou. Dacă apelul se execută cu succes, va fi creat un proces nou, copil al procesului care a executat fork(). Astfel, pot rezulta între 0 și 1 procese noi. X=0. Y=1.

Răspuns Numărul minim de descriptori de fișier valizi în cadrul unui proces este 0, în cazul în care un proces închide toți descriptori de fișier, inclusiv stdin, stdout, stderr. Un astfel de proces este numit daemon.

Răspuns Procesul reprezintă o instanță activă activă a unui program. Resursele care pot aparține unui proces, dar nu pot aparține unui program sunt: memoria, CPU-ul, PCB-ul (PID, spațiul de adresă - zonele de date, cod, heap, stivă, tabela de descriptori, masca de semnale, etc.).

Răspuns Un planificator echitabil implică schimbări de context dese, astfel că este petrecut un timp relativ mare cu schimbările de context, scăzând productivitatea.

Răspuns Regiunile critice cu operații de I/O sunt, de obicei, lungi. De asemenea, operatiile I/O pot duce la blocarea thread-ului, caz în care nu poate fi folosit spinlock-ul.

Răspuns Numărul de pagini fizice este limitat de dimensiunea memoriei RAM, în timp ce numărul de pagini virtuale este determinat de numărul de procese. În cazul memoriei partajate de două sau mai multe procese, pot exista mai multe pagini virtuale mapate pe aceeași pagină fizică.

Răspuns Un proces va trece direct din starea WAITING în starea TERMINATED dacă primește un semnal care nu poate fi ignorat sau suprascris, precum SIGKILL sau SIGQUIT, care conduce la terminarea procesului, indiferent de context.

Răspuns Fie procesul P1 care a acaparat resursa critică și procesele P2, P3, … , Pn care așteaptă eliberarea resursei respective. Un deadlock pe resursa respectivă va apărea dacă procesul P1 nu va elibera resursa critică, fie datorită codului său (nu există instrucțiunea de release/unlock, intră într-un ciclu infinit, etc.), fie deoarece a fost terminat prin semnal SIGKILL.

Răspuns În cazul paginării neierarhice, numărul paginii virtuale este și indexul în tabela de pagini, deci va exista un singur acces la memorie pentru aflarea paginii fizice. În cazul paginării ierarhice se vor face atâtea accese la memorie, cât numărul de niveluri ierarhice.

Răspuns În sistemele desktop moderne accentul este pus pe interactivitate. Planificarea cooperativă se bazează pe cedarea voluntară a procesorului și nu poate oferi interactivitate.

Răspuns Principală sursă de overhead la schimbarea de context între două procese este repopularea TLB-ului. În urma unei schimbări de context, intrările din TLB sunt invalidate și este necesară translatarea adreselor virtuale în adrese fizice pe baza tabelei de pagini a noului proces. Acest lucru implică numeroase accesări ale memoriei, la o viteză mult mai mică decât viteza TLB-ului.

Răspuns Eliminarea paginilor de memorie ale kernel-ului din TLB în cazul unei schimbări de context nu este necesară deoarece toate procesele au mapate pe aceleași pagini virtuale tot spațiul kernel.

Răspuns Pe un sistem desktop, majoritatea proceselor așteaptă inputul utilizatorului, deci sunt procese I/O bound.

Răspuns

Mutexul este folosit pentru acces exclusiv, semaforul binar este folosit pentru sincronizare

Mutexul poate fi eliberat doar de procesul care l-a ocupat, în timp ce orice proces poate incrementa semaforul.

Mutexul este mereu inițializat unlocked, semaforul binar poate fi inițializat la valoarea 0.

Mutexul are un overhead mai mic decât semaforul binar.

Răspuns Da, două pagini de memorie virtuală pot referi aceeași pagină.

În această situație, în cadrul unui proces, în tabela de pagini, unor intrări diferite (indexate de pagina virtuală A și pagina virtuală B) le corespunde aceeași pagină fizică.

În cazul a două procese este vorba de implementarea mecanismului de shared memory.

Afirmațiile sunt valabile pentru orice tip de paginare: ierarhică, neierarhică, inversată, indiferent de prezența / absența TLB-ului.

Răspuns Apelul malloc folosește demand paging, alocând memorie pur virtuală, fără suport în memoria fizică. Totuși, pentru alocări de dimensiuni mici, este posibil să fie alocate și paginile fizice aferente. Deoarece 4096 < 6000 < 2 * 4096, se vor aloca maxim două pagini.

Răspuns Copy-on-write are sens doar între două tabele de pagini diferite, adică între două procese diferite, întrucât se partajează paginile fizice între pagini virtuale din procese diferite. Thread-urile din același proces partajează tabela de pagină, astfel că overhead-ul creării unui nou thread este independent de copy-on-write.

Răspuns O operație sincronă întoarce rezultatele prezente în acel moment, indiferent dacă operația s-a încheiat sau nu. O operație blocantă blochează procesul curent.

Răspuns Mecanismul de mapare a fișierelor este esențial deoarece rularea proceselor se face prin maparea executabilului în memorie și folosirea demand-paging pentru încărcarea zonelor de date și cod la nevoie.

Răspuns În urma executării unui apel din familia exec(), spațiul de adresă al procesului existent va fi înlocuit cu spațiul de adresă al noului proces. Acesta va avea inițial n singur fir de execuție.

Răspuns Cele două argumente sunt registrul procesorului și portul dispozitivului I/O.

Răspuns Afirmația este adevărată deoarece în urma apelului exec(), vor fi încărcate zonele de date și cod, folosind demand-paging.

Răspuns Folosirea user-level threads este mai eficientă în cazul în care procesul face multe operații CPU intensive, deoarece este mai rapid context switch-ul.

Răspuns Dispozitivele de tip caracter obțin datele în format secvențial, astfel că operațiile I/O nu pot fi sortate.

Răspuns Afirmația este adevărată. Numărul paginilor virtuale crește, deoarece apare un nou spațiu de adresă. Crește și numărul de pagini fizice, întrucât se alocă structuri interne nucleului, printre care noua tabelă de pagini pentru procesul copil.

Răspuns Pentru a fi thread-safe, trebuie apelată folosind un mecanism de acces exclusiv. Dacă se pune lock, un singur thread va putea accesa funcția, care devine, astfel, thread-safe.

Răspuns Polling-ul este un mecanism de tip busy-waiting, deci procesorul va fi ținut ocupat în așteptarea datelor. În schimb, întreruperile nu țin procesorul ocupat, oferind o utilizare mai bună a acestuia.

Răspuns În cazul creării unui fișier nou obișnuit (regular file), se va crea un dentry nou, în cadrul directorului părinte, și va fi ocupat un inode.

Răspuns Deoarece nu există un nivel intermediar de hypervisor (cu hypercall-uri sau trap-uri în hypervisor) și un kernel suplimentar în cazul OpenVZ. Toate procesele rulează “nativ” peste nucleul principal, fiind doar “îngrădite” (contained).

Răspuns Flag-ul NX marchează regiuni specifice (stiva, de exemplu) ca neexecutabile. Un atac de tipul return-to-libc forțează un jump nevalid la o adresă din zona de cod (text) care este executabilă și nu este afectată de prezența sau nu a flag-ului NX.

Răspuns Afirmația este falsă. Spațiului unui director pe disc crește pe măsură ce apar intrări noi (dentry-uri) în cadrul directorului.

Răspuns Deoarece trap-ul generat de eroarea în cauză afectează doar nucleul mașinii virtuale care rulează în user space-ului hypervisor-ului VMware. Hypervisor-ul, adică sistemul gazdă, nu este afectat și poate reporni mașina virtuală.

Răspuns În chroot jail nu este adăugat executabil de shell (/bin/bash sau /bin/sh). În acest caz, nu se poate executa un shell dintr-un program chroot-at și, deci, nici un shellcode.

Răspuns

Răspuns

Răspuns

Răspuns

Răspuns

Răspuns