上课用到的讲解

王道模拟卷第一套

这是一道非常经典的计算机组成原理题目，考查的是单周期CPU设计中**取指阶段（Instruction Fetch）**的数据通路和控制逻辑。

下面我针对题目中的5个问题逐一进行详细分析和解答。

1) 以上取指部件的输入信号有哪些？各有什么作用？(不考虑时钟信号)

观察图中虚线框（取指部件/下地址逻辑）的边界，找出从外部进入该区域的信号线：

输入信号列表及作用：

Jump (跳转控制信号)：
- 作用：控制最右侧的多路选择器（MUX）。当 Jump = 1 时，选择跳转目标地址（Jump Target）作为下一条指令的地址；当 Jump = 0 时，选择顺序执行或分支跳转的结果。
Branch (分支控制信号)：
- 作用：表示当前指令是否为条件分支指令（如 beq）。它作为与门的一个输入，参与控制中间的多路选择器。
Zero (零标志位信号)：
- 作用：来自ALU（算术逻辑单元）的输出结果。表示比较结果是否为0（例如两数相等时为1）。它与 Branch 信号做“与”运算，决定是否满足分支跳转条件。
imm16 (16位立即数)：
- 作用：来自指令的低16位。用于计算分支指令（Branch）的目标地址偏移量。
Target<25:0> (26位目标地址)：
- 作用：来自指令的低26位。用于生成无条件跳转指令（Jump）的绝对目标地址。

2) 给出以上三种情况下的输入信号，信号有效为1，无效为0

题目要求针对三种情况给出 Jump, Branch, Zero 的值。特别注意：分支指令需要区分“条件满足”和“条件不满足”两种情况。

逻辑分析：

MUX1 (中间那个)：控制信号是 Branch AND Zero。为1时选分支地址，为0时选PC+1。
MUX2 (右边那个)：控制信号是 Jump。为1时选Jump地址，为0时选MUX1的输出。

信号状态表：

情况	Jump	Branch	Zero	结果分析
顺序执行指令	0	0	0 (或X)	`Jump=0` 选下路，`Branch=0` 导致与门输出0，选 `PC+1`。注：非分支指令 Branch 必须为0，Zero 此时通常无效，但在题目”无效为0”的要求下填0。
Branch指令 (条件满足)	0	1	1	`Jump=0` 选下路，`Branch=1` 且 `Zero=1`，与门输出1，选 `PC+1+Offset`。
Branch指令 (条件不满足)	0	1	0	`Jump=0` 选下路，`Branch=1` 但 `Zero=0`，与门输出0，选 `PC+1` (即顺序执行)。
Jump指令	1	0	0 (或X)	`Jump=1` 直接选上路Jump目标。Jump指令不是Branch指令，故 `Branch` 设为0。

(注：对于“无效为0”的要求，表格中Don’t Care的情况都填了0)

3) 为什么在该数据通路中 PC 不需要写“使能”控制信号？

答案：
因为这是单周期 CPU（Single Cycle CPU）。

在单周期设计中，每一条指令的执行都刚好占用一个时钟周期。
在每一个时钟周期的末尾（通常是时钟上升沿），PC 必须更新，指向下一条指令（无论是顺序的下一条、分支目标还是跳转目标）。
并不存在需要保持 PC 值不变跨越多个周期的情况（不像多周期CPU或流水线中遇到冒险时需要冻结PC），因此不需要“写使能”信号来控制是否写入，而是每个时钟沿都会无条件写入新的值。

4) 对于无条件跳转指令，当前可跳转的最大和最小地址之间共包含多少条指令？

分析：

Jump 指令的目标地址计算公式为：PC_new<31:2> = PC_old<31:28> || Target<25:0>。
其中高4位由当前PC决定，这意味着跳转范围被限制在当前的 256MB ($2^{28}$ 字节) 区域内。
在这个区域内，具体的地址由指令中的 26位 Target 字段决定。
题目问的是“包含多少条指令”。由于指令是字对齐的（4字节一条），且 PC 中存储的是 字地址（即题目中的 PC<31:2>），26位的 Target 直接对应了指令的索引。
这26位可以从全0变化到全1。

计算：

变化范围是 26位二进制数。
包含的指令数 = $2^{26}$。
数值计算：$2^{26} = 2^6 \times 2^{20} = 64 \text{ M}$ (64兆)。

答案：
共包含 $2^{26}$ 条指令（或者写 64M 条指令）。

5) 图中的 SignExt 部件起什么作用？

答案：
SignExt 是符号扩展单元（Sign Extender）。

作用：它将指令中的 16位立即数（imm16） 扩展为 30位（根据题目PC位宽为30位），以匹配加法器的输入位宽。
目的：在计算分支跳转地址时（PC + Offset），偏移量（Offset）通常是有符号数（可以向前跳转也可以向后跳转）。符号扩展能够保留原始数据的正负号（即把16位数的最高位复制填充到高位），从而保证加法运算后的地址计算结果是正确的。

这是一个非常经典的操作系统 PV操作（信号量机制） 题目，属于“生产者-消费者”问题的变种。

这个问题的核心难点在于：除了常规的互斥访问仓库和消费者同步外，还需要处理两个生产者之间的 数量制约关系。

下面我将分步为你解析并给出解答。

1. 题目分析与信号量定义

我们需要解决三个层面的同步/互斥问题：

第一层：仓库的互斥访问
题目要求“不允许同时入库，也不允许边入库边出库”。

这意味着 A、B、C 三个进程对仓库的访问是互斥的。
信号量： mutex，初值为 1。

第二层：消费者与生产者的同步
消费者 C 需要等待仓库里有货才能取。

因为仓库是“无限大”的，所以生产者 A 和 B 不需要等待“空位”，但消费者 C 需要等待“产品”。
信号量： full（或 count），初值为 0，代表仓库中当前产品的数量。

第三层：生产者 A 和 B 之间的制约关系（核心难点）
题目给出的公式是：$-n \le (A\text{的件数} - B\text{的件数}) \le m$。
这其实包含两个不等式，我们需要分别设置信号量来控制。

不等式 1： $A - B \le m \Rightarrow A \le B + m$
- 这意味着：A 的产量不能比 B 多超过 $m$ 个。
- 换句话说，A 想生产，需要消耗一个“允许 A 领先的额度”。这个额度由 B 生产来补充。初始额度为 $m$。
- 信号量： Sa，初值为 $m$。
- 操作： A 生产前 P(Sa)，B 生产后 V(Sa)。
不等式 2： $-n \le A - B \Rightarrow B - A \le n \Rightarrow B \le A + n$
- 这意味着：B 的产量不能比 A 多超过 $n$ 个。
- 换句话说，B 想生产，需要消耗一个“允许 B 领先的额度”。这个额度由 A 生产来补充。初始额度为 $n$。
- 信号量： Sb，初值为 $n$。
- 操作： B 生产前 P(Sb)，A 生产后 V(Sb)。

2. 信号量设置总结

semaphore mutex = 1;  // 互斥信号量，保护仓库
semaphore full = 0;   // 同步信号量，仓库中现有的产品数量
semaphore Sa = m;     // 同步信号量，限制 A 比 B 多生产的数量 (A - B <= m)
semaphore Sb = n;     // 同步信号量，限制 B 比 A 多生产的数量 (B - A <= n)

3. 进程工作流程代码

下面是 A、B、C 三个进程的伪代码逻辑：

生产者进程 A

A 进程生产 A 产品。它受到“A不能比B多太多”的限制，同时它的生产会解除“B不能比A多太多”的限制。

Process Producer_A() {
    while(1) {
        生产一个产品 A;

        P(Sa);      // 检查约束：A 是否已经比 B 多出了 m 个？如果是，等待。
                    // 逻辑：(A - B) 增加，消耗 Sa 配额。

        P(mutex);   // 申请进入仓库
        将产品 A 放入仓库;
        V(mutex);   // 离开仓库

        V(full);    // 增加可供消费的产品数量，唤醒 C
        V(Sb);      // 关键点：A 生产了一个，意味着 (B - A) 变小了，
                    // 或者说 A 给了 B 更多的“领先空间”，所以增加 Sb 配额。
    }
}

生产者进程 B

B 进程生产 B 产品。它受到“B不能比A多太多”的限制，同时它的生产会解除“A不能比B多太多”的限制。

Process Producer_B() {
    while(1) {
        生产一个产品 B;

        P(Sb);      // 检查约束：B 是否已经比 A 多出了 n 个？如果是，等待。
                    // 逻辑：(B - A) 增加，消耗 Sb 配额。

        P(mutex);   // 申请进入仓库
        将产品 B 放入仓库;
        V(mutex);   // 离开仓库

        V(full);    // 增加可供消费的产品数量，唤醒 C
        V(Sa);      // 关键点：B 生产了一个，意味着 (A - B) 变小了，
                    // 或者说 B 给了 A 更多的“领先空间”，所以增加 Sa 配额。
    }
}

消费者进程 C

C 进程只负责取货，它不需要关心 A 和 B 的数量差（题目说“对仓库中产品A和B的件数无上述要求”），它只关心有没有货。

Process Consumer_C() {
    while(1) {
        P(full);    // 检查仓库是否有货，没货则等待

        P(mutex);   // 申请进入仓库
        从仓库取出一件产品;
        V(mutex);   // 离开仓库

        消费/销售产品;
    }
}

4. 关键点解说（为什么这样写是对的？）

互斥锁的位置：P(mutex) 和 V(mutex) 必须紧紧包裹住“入库”和“出库”的动作，不能把 P(Sa) 或 P(Sb) 包进去，否则可能导致死锁（例如 A 占了 mutex 但因为 Sa 不足而阻塞，B 想要生产增加 Sa 却进不去 mutex）。
交叉唤醒：
- A 生产后执行 V(Sb)：因为 $B-A \le n$，当 $A$ 增大，$B$ 能够合法生产的数量就增加了。
- B 生产后执行 V(Sa)：因为 $A-B \le m$，当 $B$ 增大，$A$ 能够合法生产的数量就增加了。
消费者的无关性：题目特意强调“对仓库中产品 A 和 B 的件数无上述要求”。这意味着消费者取走 A 还是取走 B，都不会影响“A 总生产数”和“B 总生产数”之间的差值关系。因此，消费者 C 不需要操作 Sa 或 Sb。

这是一个关于操作系统内存管理（分页机制）的计算题，主要考查了多级页表、大页（4MB页）与普通页（4KB页）混合管理、地址转换以及页面置换算法。

下面是简洁的步骤解析：

1) 访存次数分析

013FF35AH：
- 将十六进制转为二进制，高10位是 0000 0001 00 (即索引 4H)。
- 查表得索引 4H 的 Page_Size 为 0，说明是 4KB页。
- 4KB页采用二级分页，访存路径为：①访问页目录 $\rightarrow$ ②访问二级页表 $\rightarrow$ ③访问目标数据。
- 结论：至少需要 3 次访存。
015F123DH：
- 高10位是 0000 0001 01 (即索引 5H)。
- 查表得索引 5H 的 Page_Size 为 1，说明是 4MB页。
- 4MB页采用一级分页（绕过内层页表），访存路径为：①访问页目录 $\rightarrow$ ②访问目标数据。
- 结论：至少需要 2 次访存。

2) 地址转换与页框大小

虚拟地址：015F123DH
页框大小：根据上题分析，索引 5H 对应的 Page_Size=1，所以页框大小是 4MB。
物理地址计算：
- 对于4MB大页，逻辑地址的高10位是页号，低22位是页内偏移。
- 页内偏移：015F123DH 的低22位。
  - 015 Hex = 0000 0001 0101 Bin。
  - 去掉高10位（0000 0001 01），剩下的高位部分是 01（二进制）。
  - 拼接剩下的 F123DH，偏移量部分为 1F123DH。
- 页框基址：表中索引 5H 对应的页框号是 163H。对于4MB页，物理基址 = 页框号 $\times$ 4MB (即左移22位)。
- 拼接/计算：
  - 物理地址高10位由 163H 提供，低22位由偏移量提供。
  - 163H = 01 0110 0011 (二进制)
  - 拼接 01 1111 0001 0010 0011 1101 (偏移量)
  - 组合二进制：0101 1000 1101 1111 0001 0010 0011 1101
  - 转十六进制：58DF123DH

3) FIFO置换后的物理地址

分配策略：该进程有两个4KB页框和两个4MB页框。
当前状态：我们需要访问 00D40866H (高10位是 0H 0H D…即 0000 0000 11 -> 索引 3H)。
缺页分析：表项 3H 的 Valid 位为0，且 Page_Size 为1（4MB页），发生缺页。
置换选择 (FIFO)：
- 我们需要在已有的有效4MB页中选择一个淘汰。
- 查看表中有效的4MB页（Valid=1 且 Page_Size=1）：
  - 索引 2H：装入时刻 180
  - 索引 5H：装入时刻 300
- 180 < 300，索引 2H 最早装入，被淘汰。
- 新页面（3H）将使用被淘汰页面（2H）的物理页框，即页框号 254H。
物理地址计算：
- 虚拟地址 00D40866H。
- 偏移量（低22位）：D 是 1101，去掉高2位（属于页号），剩 01，后接 40866。即偏移量 140866H。
- 新页框号：254H。
- 拼接：
  - 254H = 10 0101 0100
  - 140866H = 01 0100 0000 1000 0110 0110
  - 组合：1001 0101 0101 0100 0000 1000 0110 0110
- 结果：95540866H

4) 页目录表项的物理地址

题目问的是**“本次更新的页目录表项的物理地址”**，也就是指向该页表项本身的指针地址，而不是缺页数据的物理地址。

虚拟地址：2EBCA234H
页目录索引：
- 2EB... = 0010 1110 1011...
- 高10位为 0010 1110 10 = 0BAH。
计算公式：页目录表项物理地址 = 页目录基址 (PDBR) + (索引 $\times$ 表项大小)
数据代入：
- PDBR = 7F65 4000H
- 索引偏移 = BAH $\times$ 4字节
- BAH = 186 (十进制) $\rightarrow$ $186 \times 4 = 744$ = 2E8H
最终结果：
7F65 4000H + 2E8H = 7F65 42E8H

这是一道非常经典的计算机组成原理题目，考查的是数据的机器级表示、二进制算术运算以及**标志位（Condition Codes）**的生成机制。

题目背景明确指出：字长8位，无符号整数（Unsigned Integer），$x=68, y=80$。

以下是针对这5个小问的详细解析：

1) 寄存器 A 和 B 中的内容分别是什么？

我们需要将十进制数转换为8位的十六进制数。

x = 68
- 计算：$68 = 4 \times 16 + 4$
- 十六进制：44H
- 二进制验证：$0100\ 0100_2$
y = 80
- 计算：$80 = 5 \times 16 + 0$
- 十六进制：50H
- 二进制验证：$0101\ 0000_2$

答案：

寄存器 A 中的内容：44H
寄存器 B 中的内容：50H

2) 若 $x$ 和 $y$ 相加，寄存器 C 内容？结果是否正确？Cout？ZF？CF？

执行运算：$x + y$ 即 $44H + 50H$。

计算过程：

  0100 0100  (44H, 十进制68)
+ 0101 0000  (50H, 十进制80)
-----------
  1001 0100  (94H, 十进制148)

结果分析：
- 内容：$94H$。
- 正确性：无符号数范围是 $0 \sim 255$ ($2^8-1$)。$68 + 80 = 148$，没有超出范围，所以结果正确。
- Cout (最高位进位)：最高位（第7位）计算是 $0+0=0$，没有产生进位，所以 $Cout = 0$。
- ZF (零标志)：结果是 $94H$（不为0），所以 $ZF = 0$。
- CF (进位标志)：在加法中，无符号数的溢出由 CF 表示，且 $CF = Cout$。因为没有进位，所以 $CF = 0$。

答案：

寄存器 C 的内容：94H
运算结果是否正确：正确
Cout：0
ZF：0
CF：0

3) 若 $x$ 和 $y$ 相减，寄存器 D 内容？结果是否正确？Cout？ZF？CF？

执行运算：$x - y$。在计算机底层，减法通常通过加补码来实现，即 $A - B = A + (\sim B + 1)$（这里的 $\sim B$ 指按位取反）。

计算过程：
- $y = 50H (0101\ 0000)$
- $-y$ 的机器数（补码形式） = $1010\ 1111 + 1 = 1011\ 0000$ (B0H)
- 执行加法：$44H + B0H$
1
2
3
4
0100 0100 (44H) + 1011 0000 (B0H) ----------- 1111 0100 (F4H)
结果分析：
- 内容：$1111\ 0100$ 即 F4H。
- 正确性：十进制实际上是 $68 - 80 = -12$。但是这是无符号数运算，无符号数不能表示负数。结果 $F4H$ 对应十进制 $244$，这显然不是 $-12$。发生了借位（Underflow），所以结果不正确。
- Cout (最高位进位)：最高位计算 $0+1=1$，没有产生向更高位的进位（即没有进位输出），所以 $Cout = 0$。
- ZF (零标志)：结果 $F4H \neq 0$，所以 $ZF = 0$。
- CF (进位/借位标志)：
  - 在减法中，CF 表示借位。
  - 逻辑判断：因为 $x < y$ ($68 < 80$)，不够减，必然发生借位，所以 $CF = 1$。
  - 硬件关系：在大多数处理器（如x86、常见教材模型）中，减法的 $CF$ 标志通常定义为 $CF = \text{Cout} \oplus 1$（即 Cout 取反）。因为加法器做减法时没有产生进位（$Cout=0$），说明不够减，需要“借位”，因此 $CF = 1$。

答案：

寄存器 D 的内容：F4H
运算结果是否正确：不正确（发生了下溢）
Cout：0
ZF：0
CF：1

4) Cout 的含义是什么？它与 CF 标志的关系是什么？

这是一个考察底层原理的问题。

答案：

Cout 的含义：$Cout$ 是加法器（ALU）最高位（MSB）运算后产生的物理进位输出信号。它仅表示最高位是否向更高位进位。
与 CF 标志的关系：
- 执行加法时：$CF = Cout$。即如果最高位有进位，说明无符号数加法溢出（结果太大，超过了255）。
- 执行减法时：$CF = \overline{Cout}$ （Cout 取反）或者说 $CF = 1 - Cout$。
  - 减法是通过“加补码”实现的。
  - 如果 $A - B$ 过程中 $Cout=1$，说明 $A \ge B$，没有借位，此时 $CF=0$。
  - 如果 $A - B$ 过程中 $Cout=0$，说明 $A < B$，需要借位，此时 $CF=1$。

5) 无符号整数通常用来表示什么？为什么通常不对无符号整数的运算结果判断溢出？

这里需要区分“溢出标志 OF (Overflow Flag)”和“进位标志 CF (Carry Flag)”。

答案：

用途：无符号整数通常用来表示内存地址、索引、计数器、或者图像像素值等只有非负值的物理量。
为什么不判断“溢出”（指OF标志）：
- 概念区分：在计算机术语中，“溢出（Overflow, OF标志）”专门指**带符号整数（Signed Integer）**运算结果超出了补码能表示的范围（破坏了符号位）。
- 无符号数的特性：无符号数没有符号位，所有位都是数值位。
- 判断依据：对于无符号数，结果超出范围（比如超过255或低于0）是由**进位标志（CF）**来指示的，而不是由溢出标志（OF）来指示的。因此，我们关注的是 CF，而不是 OF。

这是一道非常经典的计算机组成原理题目，主要考察的是MIPS指令格式、大立即数的构建以及符号扩展带来的影响。

下面我分步为你详细解析这三个问题。

第一问：立即数位数与为何不能直接送入

问题分析：

立即数占多少位？
观察代码中的 lui（Load Upper Immediate）和 ori（Or Immediate）指令。题目设定 $A$ 是32位地址，被分成了 $A_upper$ 和 $A_lower$ 两个16位的部分。
- lui 指令加载的是 $A_upper$（16位）。
- ori 指令操作的是 $A_lower$（16位）。
- 结论：该指令系统（通常指MIPS）中的立即数占 16 位。
为什么不能直接将 32 位地址 $A$ 送入寄存器？
这是由指令字长决定的。
- 在标准的 32 位指令集（如 MIPS）中，一条指令的总长度固定为 32 位。
- 一条指令通常包含操作码（Opcode）、目标寄存器、源寄存器等字段。如果想在指令中直接包含一个 32 位的立即数（地址），那么光这一个数就占满了 32 位，完全没有空间去放操作码和寄存器编号了。
- 结论：因此，必须将 32 位的大常数拆分成两个 16 位的部分，分两次加载。

答案总结：

立即数占 16 位。
因为一条指令的总长度有限（通常为32位），无法在一条指令中同时容纳操作码、寄存器地址和完整的32位立即数，所以需要分两次操作来合成32位地址。

第二问：填空与操作解释

代码逻辑分析：

lui t0, A_upper：它的功能是将 16 位立即数 $A_upper$ 放到寄存器 t0 的高 16 位，并将低 16 位清零。
- 题目注释：“将A_upper 的 (①) 添加16个0”。因为数据放到了高位，所以是在低位补了0。
ori t0, t0, A_lower：它的功能是将 t0 与 16 位立即数 $A_lower$ 进行“或”运算。
- 在进行逻辑运算时，16位立即数通常进行无符号扩展（Zero Extension），即高 16 位补 0。
- 题目注释：“将A_lower 的 (②) 添加16个0”。因为是无符号扩展，所以是在高位补了0。
- lui 之后，t0 的状态是 [A_upper][0000]。ori 的立即数扩展后是 [0000][A_lower]。
- 执行**“或”（OR）**操作：[A_upper][0000] OR [0000][A_lower] = [A_upper][A_lower]。这正是我们想要的拼接效果。

答案总结：

① 低位：lui 把立即数移到高位，低位补0。
② 高位：ori 对立即数进行零扩展（Zero Extension），高位补0。
③ “或”：通过逻辑或运算将高位部分和低位部分拼合在一起。

第三问：A_upper_adjusted 的计算 (核心难点)

问题背景：
第二种方法使用指令 lw s0, A_lower(t0)。
这条指令的执行过程是：Effective_Address = Reg[t0] + SignExtend(A_lower)。
关键在于 SignExtend（符号扩展）。

原理解析：

符号扩展的陷阱：
lw 指令在计算地址时，会将 16 位的偏移量（$A_lower$）视为有符号数，并进行符号扩展至 32 位，然后再与基址寄存器（t0）相加。
分类讨论：
- 情况 1：$A_lower$ 的最高位（第15位）是 0。
  - 符号扩展后，高 16 位全是 0。
  - 加法运算：Address = (A_upper << 16) + A_lower。
  - 此时无需调整，A_upper_adjusted = A_upper。
- 情况 2：$A_lower$ 的最高位（第15位）是 1。
  - 符号扩展后，高 16 位全是 1（即 0xFFFF）。这意味着 $A_lower$ 被当成了一个负数。
  - 例如：如果 $A_lower$ 是 0x8000，符号扩展后变成 0xFFFF8000。
  - 此时如果直接相加：Total = (A_upper << 16) + 0xFFFF8000。
  - 注意 0xFFFF8000 其实等于 -0x8000 (如果视作整体32位偏移) 或者理解为它向高位“借了1”。
  - 实际上，加法会使得高 16 位的值减 1。
  - 修正方法：为了抵消这个“减 1”的影响，我们需要预先在 $A_upper$ 上 加 1。

答案总结：

计算方法：
- 若 $A_lower$ 的最高位为 0，则 A_upper_adjusted = A_upper。
- 若 $A_lower$ 的最高位为 1，则 A_upper_adjusted = A_upper + 1。
理由：
lw 指令在计算有效地址时，会对 16 位偏移量 $A_lower$ 进行符号扩展。
如果 $A_lower$ 的最高位为 1，符号扩展会使其对应的高 16 位全为 1（相当于从高位借位/减去了一个高位的1）。为了补偿这个借位，必须预先将高位地址 $A_upper$ 加 1，以保证最终计算出的物理地址正确。

这是一个经典的**多生产者-单消费者（Producer-Consumer）**问题的变种。

这个问题的核心在于处理资源的数量限制（缓冲区大小）和配对关系（1个A配3个B）。我们需要用信号量来控制缓冲区是否已满（生产者等待）以及缓冲区是否有足够的零件（消费者/装配线等待）。

下面是详细的解答：

1. 信号量定义 (Semaphore Definition)

我们需要定义两类信号量：

同步信号量（表示资源数量）： 用来告诉装配线现在有多少个零件A和零件B。
资源限额信号量（表示缓冲区空位）： 用来限制生产者的生产，防止堆积超过题目要求的上限（A最多1个，B最多3个）。

// 信号量定义
semaphore full_A = 0;   // 缓冲区中已有的零件A的数量，初值为0
semaphore empty_A = 1;  // 零件A缓冲区的空位数，初值为1（题目规定最多等待1个A）

semaphore full_B = 0;   // 缓冲区中已有的零件B的数量，初值为0
semaphore empty_B = 3;  // 零件B缓冲区的空位数，初值为3（题目规定最多等待3个B）

// 可选：互斥信号量（如果认为放入传送带需要互斥访问）
// 在此类题目中，重点通常在数量同步上，但加上mutex更严谨
semaphore mutex_A = 1; // 保护A的缓冲区
semaphore mutex_B = 1; // 保护B的缓冲区

2. 进程工作流程 (Process Logic)

题目中有三类进程：零件A生产线（1个）、零件B生产线（3个）、装配生产线（1个）。

(1) 零件A生产线进程 (Producer A)

它的逻辑是：看A区有没有空位 -> 有空位则放入 -> 告诉装配线A来了。

Process Producer_A() {
    while(1) {
        生产一个零件 A;
        
        P(empty_A);   // 检查A区是否有空位。若已有1个A在等待，这里会阻塞
        
        // P(mutex_A); // (可选) 进入临界区
        将零件 A 放入装配线输入区;
        // V(mutex_A); // (可选) 退出临界区
        
        V(full_A);    // 增加A的计数，通知装配线有一个A可用了
    }
}

(2) 零件B生产线进程 (Producer B)

共有3条这样的生产线，逻辑相同。它的逻辑是：看B区有没有空位 -> 有空位则放入 -> 告诉装配线B来了。

Process Producer_B() { // 共有3个这样的进程并行执行
    while(1) {
        生产一个零件 B;
        
        P(empty_B);   // 检查B区是否有空位。若已有3个B在等待，这里会阻塞
        
        // P(mutex_B); // (可选) 进入临界区
        将零件 B 放入装配线输入区;
        // V(mutex_B); // (可选) 退出临界区
        
        V(full_B);    // 增加B的计数，通知装配线有一个B可用了
    }
}

(3) 装配生产线进程 (Assembler)

它的逻辑是：等待集齐1个A和3个B -> 取走零件进行组装 -> 释放空位给生产者（激活生产者）。

Process Assembler() {
    while(1) {
        // 1. 获取零件 A
        P(full_A);    // 等待有一个A可用
        
        // 2. 获取零件 B (需要3个)
        P(full_B);    // 等待第1个B
        P(full_B);    // 等待第2个B
        P(full_B);    // 等待第3个B
        
        // 注意：物理上取走零件的动作通常在这里发生
        // 此时已集齐 1A + 3B
        
        完成一个产品的组装; 
        
        // 3. 释放空间，激活等待的生产线
        V(empty_A);   // 产品取走了，A区空出一个位置，允许A生产线继续生产
        
        V(empty_B);   // 产品取走了，B区空出第1个位置
        V(empty_B);   // 产品取走了，B区空出第2个位置
        V(empty_B);   // 产品取走了，B区空出第3个位置
    }
}

3. 代码注解与逻辑分析

关于 P(empty_A) 和 P(empty_B)：
- 题目规定“若已有1个A在等待，A生产线需等待”，这正是 empty_A 初值设为1的作用。当A生产了一个并执行 P 后，empty_A 变为0。如果它再生产一个想放入，再次执行 P 时就会阻塞，直到装配线取走原来的A并执行 V(empty_A)。
- 同理，empty_B 初值为3，允许缓冲区最多堆积3个B。
关于装配线的 P 操作：
- 装配线需要 1个A 和 3个B。因此它必须执行一次 P(full_A) 和三次 P(full_B)。只有当这四个条件都满足时（即仓库里确实有货），它才能进行组装。如果货不够，装配线就会阻塞在相应的 P 操作上。
关于装配线的 V 操作：
- 题目要求“然后激活等待的其他零件生产线”。
- 当装配完成后，实际上是把缓冲区里的零件取走了（清空了）。
- 执行 V(empty_A) 会让 empty_A + 1，如果此时 Producer_A 正在阻塞，它就会被唤醒。
- 同理，需要连续执行三次 V(empty_B)，把占用的3个B的名额全部释放出来，这样如果有被阻塞的 B 生产线，它们就能继续送入零件。

#“讲课”

上课用到的讲解

http://cathylove47.github.io/2025/11/24/上课用到的讲解/

作者

cathy

发布于

2025年11月24日

许可协议

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