sig算法

⑴ 怎样求大组合数（取模）（ACM算法）

这种题目然做过的，
意思比较简单，就由 m 个共 0 和 n 个 1 组成一个串，但从左到右要1出现的次数不少于0出现的次数。
由大牛的算法： 结果就是 C(m+n, n) - C(m+n, m-1) 再取模，我们可以对式子化简一下就是：
(n+m)！*
(n-m+1) / ((m)！* (n+1)！)
再取模，但由于组合数很大，直接用大数乘除就会超时了，看了别人的报告才知道原来可以用素数化简快速求模的， n! = 2^p[i] *
3^p[i] * 5^p[i]*...... 再求模就可以很快了~(^ = ^)~。。。

#include<iostream>
#include<stdio.h>
#include<string.h>
using namespace std;
#define M 2000005
#define mm 20100501
bool sig[M];
int prime[150000], p[150000], len; // prime 记录素数， p 记录素数的幂 len 记录长度
void getprime() // 筛法找素数
{
int i,j,k=0;
prime[k++] = 2;
for(i=3; i<=M; i+=2)
{
if( !sig[i] )
{
prime[k++] = i;
for(j=i; j<=M; j+=i)
sig[j] = 1;
}
}
}
void get(int k, int s) // K! 的素数分解, S为指数的加减(分母，分子)
{
int i, mid;
for(i=0; prime[i]<=k && prime[i]; i++)
{
mid = k;
while(mid)
{
if(s)
p[i] += mid/prime[i];
else
p[i] -= mid/prime[i];
mid /= prime[i];
}
}
if(len < i)
len = i;
}
__int64 cal() // 计算结果 (prime[i...]^p[i...]) % mm
{
__int64 i,ans = 1;
for(i=0; i<=len; i++)
{
if( p[i] )
{
__int64 t = prime[i], b = p[i], ret = 1;
while(b) //计算 (t^b) % mm
{
if(b%2) ret *= t %mm;
t = t*t%mm;
b /= 2;
}
ans = ( ans*ret ) % mm;
}
}
return ans;
}
int main()
{
int t,m,n,i,mid;
__int64 ans;
getprime();
cin>>t;
while(t--)
{
cin>>n>>m;
len = 0;
memset(p, 0, sizeof(p));
mid = n-m+1; //先前要把 n-m+1 的因子加进 P 中去才能使 (m+n)! / ((m)!*(n+1)!) 整除
for(i=0; mid>1; i++)
{
if( mid%prime[i] == 0)
{
while(mid%prime[i]==0)
{
p[i] += 1;
mid /= prime[i];
}
}
}
get(m+n, 1);
get(m, 0);
get(n+1, 0);
ans = cal();
printf("%I64d\n", ans);
}
return 0;
}

可以用素数分解法，
先求出上面和下面的素数表示，然后约分后，再用求幂公式

⑵ 怎样用公开密钥算法实现数字签名要实现具有保密性的数字签名呢

发送方A用自己的秘密密钥签名并用接受者B的公开密钥加密，B收到报文后用自己的秘密密钥解密，再用A的公开密钥核实签名

⑶ 操作系统进程调度算法(数组)c++

1.程序算法
struct PCB
{
int pname;
int pri;
int runtime;
int waitting;
struct PCB*next;
}
pcb[7];
struct PCB*running,ready,wait;
int sin=0;
main()
{ 创建PCB[3]--PCB[9]并插入ready队列；／*pname分别为3--9,
pri=0,runtime=10,waittime=0 */
for(;;)/*系统程序，完成初始化和处理机分派功能*/

{cast{sig=0:swtch;
sig=1:waiter;
sig=3:proc3;
sig=4:proc4;
sig=5:proc5;
sig=6:proc6;
sig=7:proc7;
sig=8:proc8;
sig=9:proc9;}
}
}

2.进程调度程序
swtch()
{
while(ready==NULL)wakeup();
移出就绪队列第一个PCB;
送running指针；
若pri=1,则runntime=4,否则runtime=10;
将running→pname送sig
}

3。 将进程等待函数
wait()
{将运行进程插入wait队列，优先数置1；
sig=0;
}
4。进程唤醒函数
wakeup()
{
将wait队列中所有的PCB中waittime减1；
将wait队列中的所有的waittime=0的PCB揭除；
插入到ready队列中第一个优先级为0的PCB前面
｝

⑷ 想听大家对于一道密码设计的数学建模题

公钥密码又称为双钥密码和非对称密码，是1976年由Daffy和Hellman在其“密码学新方向”一文中提出的，见划时代的文献：
W.Diffie and M.E.Hellman, New Directrions in Cryptography, IEEE Transaction on Information Theory, V.IT-22.No.6, Nov 1976, PP.644-654
单向陷门函数是满足下列条件的函数f：
(1)给定x，计算y=f(x)是容易的；
(2)给定y, 计算x使y=f(x)是困难的。
(所谓计算x=f-1(Y)困难是指计算上相当复杂，已无实际意义。)
(3)存在δ，已知δ 时,对给定的任何y，若相应的x存在，则计算x使y=f(x)是容易的。
注：1*. 仅满足(1)、(2)两条的称为单向函数；第(3)条称为陷门性，δ 称为陷门信息。
2*. 当用陷门函数f作为加密函数时，可将f公开，这相当于公开加密密钥。此时加密密钥便称为公开钥，记为Pk。 f函数的设计者将δ 保密，用作解密密钥，此时δ 称为秘密钥匙，记为Sk。由于加密函数时公开的，任何人都可以将信息x加密成y=f(x)，然后送给函数的设计者（当然可以通过不安全信道传送）；由于设计者拥有Sk，他自然可以解出x=f-1(y)。
3*.单向陷门函数的第(2)条性质表明窃听者由截获的密文y=f(x)推测x是不可行的。
Diffie和Hellman在其里程碑意义的文章中，虽然给出了密码的思想，但是没有给出真正意义上的公钥密码实例，也既没能找出一个真正带陷门的单向函数。然而，他们给出单向函数的实例，并且基于此提出Diffie-Hellman密钥交换算法。这个算法是基于有限域中计算离散对数的困难性问题之上的：设F为有限域，g∈ F是F的乘法群F*=F\{0}=<g>。并且对任意正整数x，计算gx是容易的；但是已知g和y求x使y= gx，是计算上几乎不可能的。这已问题称为有限域F上的离散对数问题。公钥密码学种使用最广泛的有限域为素域FP.
对Diffie-Hellman密钥交换协议描述：Alice和Bob协商好一个大素数p，和大的整数g，1<g<p，g最好是FP中的本原元，即FP*＝<g>。p和g无须保密，可为网络上的所有用户共享。
当Alice和Bob要进行保密通信时，他们可以按如下步骤来做：
(1)Alice送取大的随机数x，并计算
X=gx(mod P)
(2)Bob选取大的随机数x，并计算X  = gx (mod P)
(3)Alice将X传送给Bob；Bob将X 传送给Alice。
(4)Alice计算K=(X )X(mod P);Bob计算K  ＝（X) X (mod P),易见，K=K  =g xx (mod P)。
由(4)知，Alice和Bob已获得了相同的秘密值K。双方以K作为加解密钥以传统对称密钥算法进行保密通信。
注：Diffie-Hellman密钥交换算法拥有美国和加拿大的专利。
3 RSA公钥算法
RSA公钥算法是由Rivest,Shamir和Adleman在1978年提出来的（见Communitions of the ACM. Vol.21.No.2. Feb. 1978, PP.120-126)该算法的数学基础是初等数论中的Euler（欧拉)定理，并建立在大整数因子的困难性之上。
将Z/(n）表示为 Zn，其中n=pq; p,q为素数且相异。若
Z*n{g∈ Zn|(g,n)=1}，易见Z*n为  (n)阶的乘法群，且有 g  (n)1(mod n)，而  (n)=(p-1)(q-1).
RSA密码体制描述如下：
首先，明文空间P＝密文空间C=Zn.(见P175).
A.密钥的生成
选择p,q，p,q为互异素数，计算n=p*q,  (n)=(p-1)(q-1), 选择整数e使( (n),e)=1,1<e< (n)),计算d,使d=e-1(mod  (n))),公钥Pk={e,n};私钥Sk={d,p,q}。
注意，当0<M<n时,M (n) =1(mod n)自然有：
MK (n)+1M(mod n), 而ed  1 (mod  (n)),易见(Me)d  M(mod n)
B.加密 (用e,n)明文：M<n 密文：C=Me(mod n).
C.解密 (用d,p,q)
密文：C 明文：M=Cd（mod n)
注：1*, 加密和解密时一对逆运算。
2*, 对于0<M<n时，若(M,n) ≠ 1，则M为p或q的整数倍，假设M=cp，由(cp,q)=1 有 M (q)  1(mod q) M  (q)  (p)  1(mod q)
有M (q) = 1+kq 对其两边同乘M=cp有
有M (q)＋1=M+kcpq=M+kcn于是
有M (q)＋1  M(mod n)
例子：若Bob选择了p=101和q＝113，那么，n=11413,  (n)=100×112＝11200；然而11200＝26×52×7，一个正整数e能用作加密指数，当且仅当e不能被2，5，7所整除（事实上，Bob不会分解φ(n)，而且用辗转相除法（欧式算法）来求得e，使（e, φ(n)=1)。假设Bob选择了e=3533，那么用辗转相除法将求得：
d=e -1  6597(mod 11200), 于是Bob的解密密钥d=6597.
Bob在一个目录中公开n=11413和e=3533, 现假设Alice想发送明文9726给Bob，她计算：
97263533(mod 11413)=5761
且在一个信道上发送密文5761。当Bob接收到密文5761时，他用他的秘密解密指数（私钥）d＝6597进行解密：57616597（mod 11413)=9726
注：RSA的安全性是基于加密函数ek(x)=xe(mod n)是一个单向函数，所以对的人来说求逆计算不可行。而Bob能解密的陷门是分解n=pq，知 (n)=(p-1)(q-1)。从而用欧氏算法解出解密私钥d.
4 RSA密码体制的实现
实现的步骤如下：Bob为实现者
(1)Bob寻找出两个大素数p和q
(2)Bob计算出n=pq和 (n)=(p-1)(q-1).
(3)Bob选择一个随机数e(0<e<  (n))，满足（e，  (n)）＝1
(4)Bob使用辗转相除法计算d=e-1(mod  (n))
(5)Bob在目录中公开n和e作为她的公开钥。
密码分析者攻击RSA体制的关键点在于如何分解n。若分
解成功使n=pq，则可以算出φ(n)＝（p-1)(q-1)，然后由公
开的e，解出秘密的d。（猜想：攻破RSA与分解n是多项式
等价的。然而，这个猜想至今没有给出可信的证明！！！）
于是要求：若使RSA安全，p与q必为足够大的素数，使
分析者没有办法在多项式时间内将n分解出来。建议选择
p和q大约是100位的十进制素数。 模n的长度要求至少是
512比特。EDI攻击标准使用的RSA算法中规定n的长度为
512至1024比特位之间，但必须是128的倍数。国际数字
签名标准ISO/IEC 9796中规定n的长度位512比特位。
为了抵抗现有的整数分解算法，对RSA模n的素因子
p和q还有如下要求：
(1)|p-q|很大，通常 p和q的长度相同；
(2)p-1 和q-1分别含有大素因子p1和q1
(3)P1-1和q1-1分别含有大素因子p2和q2
(4)p+1和q+1分别含有大素因子p3和q3

为了提高加密速度，通常取e为特定的小整数，如EDI国际标准中规定 e＝216＋1，ISO/IEC9796中甚至允许取e＝3。这时加密速度一般比解密速度快10倍以上。 下面研究加解密算术运算，这个运算主要是模n的求幂运算。着名的“平方-和-乘法”方法将计算xc(mod n)的模乘法的数目缩小到至多为2l，这里的l是指数c的二进制表示比特数。若设n以二进制形式表示有k比特，即k=[log2n]+1。 由l≤ k，这样xc(mod n)能在o(k3)时间内完成。（注意，不难看到，乘法能在o(k2)时间内完成。）

平方－和－乘法算法：
指数c以二进制形式表示为：

c=
Xc=xc0×（x2)c1×…×(x2t-1)ct-1
预计算： x2=xx
x4=x22=x2x2
.
.
.
x2t-1 =x2t-2*x2t-2
Xc计算：把那些ci=1对应的x2i全部乘在一起，便得xc。至
多用了t-1次乘法。请参考书上的177页，给出计算
xc(mod n)算法程序：
A=xc c=c0+c12+..+ct-12t-1= [ct-1,....,c1,c0]2
5 RSA签名方案

签名的基本概念
传统签名（手写签名）的特征：
（1）一个签名是被签文件的物理部分；
（2）验证物理部分进行比较而达到确认的目的。(易伪造)
（3）不容易忠实地“”!!!
定义： (数字签名方案）一个签名方案是有签署算法与验
证算法两部分构成。可由五元关系组（P,A,K,S,V）来刻化：
(1)P是由一切可能消息(messages)所构成的有限集合；
(2)A是一切可能的签名的有限集合；
(3)k为有限密钥空间，是一些可能密钥的有限集合；
(4)任意k ∈K，有签署算法Sigk ∈ S且有对应的验证算法Verk∈V,对每一个
Sigk:p A 和Verk:P×A {真，假} 满足条件：任意x∈ P,y∈ A.有签名方案的一个签名：Ver(x,y)= ｛
注：1*.任意k∈K, 函数Sigk和Verk都为多项式时间函数。
2*.Verk为公开的函数，而Sigk为秘密函数。
3*.如果坏人（如Oscar)要伪造Bob的对X的签名，在计算上是不可能的。也即,给定x，仅有Bob能计算出签名y使得Verk(x,y)＝真。
4*.一个签名方案不能是无条件安全的，有足够的时间，Oscar总能伪造Bob的签名。
RSA签名：n=pq,P=A=Zn,定义密钥集合K={(n,e,p,q,d)}|n=pq,d*e1(mod (n))}
注意：n和e为公钥；p,q,d为保密的（私钥）。对x∈P, Bob要对x签名，取k∈K。Sigk(x) xd(mod n)y(mod n)
于是
Verk(x,y)=真 xye(mod n)
（注意：e,n公开；可公开验证签名(x,y)对错！！也即是否为Bob的签署）
注：1*.任何一个人都可对某一个签署y计算x=ek(y)，来伪造Bob对随机消息x的签名。
2*.签名消息的加密传递问题：假设Alice想把签了名的消息加密送给Bob，她按下述方式进行：对明文x，Alice计算对x的签名，y=SigAlice(x)，然后用Bob的公开加密函数eBob,算出
Z=eBob(x,y) ,Alice 将Z传给Bob，Bob收到Z后，第一步解密，
dBob(Z)=dBobeBob(x,y)=(x,y)
然后检验
VerAlice(x,y)= 真
问题：若Alice首先对消息x进行加密，然后再签名，结果
如何呢？Y=SigAlice(eBob(x))
Alice 将（z,y)传给Bob，Bob先将z解密，获取x;然后用
VerAlice检验关于x的加密签名y。这个方法的一个潜在问
题是，如果Oscar获得了这对（z,y)，他能用自己的签名来
替代Alice的签名
y=SigOscar(eBob(x))
(注意：Oscar能签名密文eBob(x)，甚至他不知明文x也能做。Oscar传送（z,y )给Bob,Bob可能推断明文x来自Oscar。所以，至今人么还是推荐先签名后加密。）
6.EIGamal方案

EIGamal公钥密码体制是基于离散对数问题的。设P
至少是150位的十进制素数，p-1有大素因子。Zp为有限域，
若α为Zp中的本原元，有Zp* ＝<α>。若取β∈Zp*=Zp\{0}，
如何算得一个唯一得整数a,（要求，0≤a≤ p-2)，满足
αa=β(mod p)
将a记为a=logαβ
一般来说，求解a在计算上是难处理的。
Zp*中的Egamal公钥体制的描述：设明文空间为P=Zp*,密文空
间为C=Zp*×Zp*,定义密钥空间K={(p, α,a, β )|β=αa(mod p)}
公开钥为：p, α ,β
秘密钥（私钥）：a
Alice 取一个秘密随机数k∈ Zp-1，对明文x加密
ek(x,k)=(y1,y2)
其中， y1=αk(mod p),y2=xβk(mod p)
Bob解密，
dk(y1,y2)=y2(y1α)-1(mod p)
注：1*.容易验证y2(y1α)-1=x(αa)k(αka)-1=x !!
2*.利用EIGamal加密算法可给出基于此的签名方案：
Alice 要对明文x进行签名，她首先取一个秘密随机数k作
为签名
Sigk(x,k)=( ,  )
其中 ＝αk(mod p), =(x-a )k-1(mod p-1)
对x, ∈Zp*和 ∈ Zp-1，定义Verk(x, ,)＝真等价于
βα＝αx(mod p)
要说明的是，如果正确地构造了这个签名，那么验证将
是成功的，因为
βα＝ αa αk (mod p)= αa+k (mod p)
由上面知道， ＝（x- a)k-1(mod p-1)可以推出
k=x- a(mod p-1)有a+kx(mod p)
所以 β  ＝ αx (mod p)
该签名方案已经被美国NIST(国家标准技术研究所）确定为签名标准（1985）。

有关RSA方面的内容，请访问网址：
www.RSAsecurity.com

⑸ 渐进sig和精确sig怎么算

很早之前的问题了，我来回答下吧：卡方检验一般是看精确双侧，除非你在理论上有所依据时，可以看精确单侧。在2X2表格中，特别是某格的预期次数要小于等于5的2X2表，需要看修正的卡方，其中以Fisher的较为准确。

⑹ 如何理解贝叶斯估计

根据贝叶斯公式，进行统计推断，
在垃圾邮件分类方面应用很广，方法简单，具有很好的稳定性和健壮性

⑺ 数字签名程序生成的是什么举例说明！

数字签名程序生成的是什么？举例说明！
：需要包含的包
import java.security.*;
import java.io.*;
import java.util.*;
import java.security.*;
import java.security.cert.*;
import sun.security.x509.*
import java.security.cert.Certificate;
import java.security.cert.CertificateFactory;

二：从文件中读取证书
用keytool将.keystore中的证书写入文件中，然后从该文件中读取证书信息
CertificateFactory cf=CertificateFactory.getInstance("X.509");
FileInputStream in=new FileInputStream("out.csr");
Certificate c=cf.generateCertificate(in);

String s=c.toString();
三：从密钥库中直接读取证书
String pass="123456";
FileInputStream in=new FileInputStream(".keystore");
KeyStore ks=KeyStore.getInstance("JKS");
ks.load(in,pass.toCharArray());
java.security.cert.Certificate c=ks.getCertificate(alias);//alias为条目的别名

四：JAVA程序中显示证书指定信息
System.out.println("输出证书信息:\n"+c.toString());
System.out.println("版本号:"+t.getVersion());
System.out.println("序列号:"+t.getSerialNumber().toString(16));
System.out.println("主体名："+t.getSubjectDN());
System.out.println("签发者："+t.getIssuerDN());
System.out.println("有效期："+t.getNotBefore());
System.out.println("签名算法："+t.getSigAlgName());
byte [] sig=t.getSignature();//签名值
PublicKey pk=t.getPublicKey();
byte [] pkenc=pk.getEncoded();
System.out.println("公钥");
for(int i=0;ipkenc.length;i++)System.out.print(pkenc[i]+",");

五：JAVA程序列出密钥库所有条目
String pass="123456";
FileInputStream in=new FileInputStream(".keystore");
KeyStore ks=KeyStore.getInst......

泸唨尤孚咢懎掺彇塂搑垟枛环抰哒

⑻ matlab如何实现数组中任意个数元素的求和！

给你提供一个暴力算法，思路是：循环开始，把28个数随机打乱，分别取第一个数，前2个、前3个、前4个......数求和，当找到求和满足的为止，循环结束,数组a和那个和自己输入，代码：
clc;
clear;
%一维数组
a=[];
%要满足的目标和
target=50;
sig=1;
while
sig
xuhao=randperm(28);
xuhao_a=a(xuhao);
for
i=1:28
si=sum(xuhao_a(1:i));
if
si==target
index=xuhao(1:i);
index_a=a(index);
sig=0;
break;
end
end
end
index=sort(index);
disp('达到目标求和的数在数组中序号');
disp(index);
disp('满足要求的数');
disp(index_a);
虽然思路是暴力算法，但幸亏你的数据不大，结果出的还是很快的

⑼ 用C++编程实现两个调度算法（如SJF、时间片轮转法、优先权调度、、、）谢谢！

#include<stdio.h>
#include<time.h>
#include<stdlib.h>

/*********************以下是全局数据结构和变量***********************/
/*PCB 结构*/
struct PCB{
int pname;
int pri;
int runtime;
int waittime;
struct PCB *next;
}pcb[7];

/* 运行指针*/
struct PCB *running;

/*高优先级就绪队列头指针*/
struct PCB *Hready;

/*低优先级队列头指针*/
struct PCB *Lready;

/*等待队列头指针*/
struct PCB *wait;

int sig=0;

/**************************以下是函数说明****************************/
/*利用循环实现延迟*/
void delay();

/*模拟进程3－9*/
void proc(struct PCB *running);

/*将node插入到head所指示的队列的尾部*/
void InsertIntoQueueTail(struct PCB ** head,struct PCB *node);

/*进程调度函数*/
int proc_switch();

/*进程等待函数*/
void proc_wait();

/*进程唤醒函数*/
int proc_wakeup();

/************************以下是函数定义及注释************************/
/*主函数*/
main()
{
int i;
/*初始化，创建进程3－9，置低优先级，等待时间为0，
依次插入低优先级队列*/
for(i = 0;i < 7;i++){
pcb[i].pname = i+3;
pcb[i].pri = 0;
pcb[i].waittime = 0;
InsertIntoQueueTail(&Lready,&pcb[i]);
}
/*等待队列和高优先级队列为空*/
wait = NULL;
Hready=NULL;

printf("\nThe process_switch begin:\n");
/*模拟进程调度开始*/
for(;;)
{
switch(sig){
case 0:/*无进程等待调度，打印信息并返回*/
if(!proc_switch())
{
printf("No Process to run,press any key to return:\n");
getchar();
}
break;
case 1:proc_wait();
break;
case 3:
case 4:
case 5:
case 6:
case 7:
case 8:
case 9:proc(running);
break;
default:printf("\nerror!");
exit(-1);
}
}
}

/*功能：延迟一个时间片*/
/*入口参数：无*/
/*出口参数：无*/
void delay()
{
int i,j;
for(i=0;i<20000;i++)
for(j=0;j<10000;j++)
{
}
}

/*功能：进程3－9*/
/*入口参数：运行指针*/
/*出口参数：无*/
void proc(struct PCB * running)
{
int i;
srand( (unsigned)time( NULL ) );
/*显示当前运行的进程的id*/
printf("\nNow Process %d is running\n",running->pname);
/*当前进程执行running->runtime个时间片*/
for(i=running->runtime;i>0;i--){
/*显示剩余的时间片*/
printf("%d time slice(s) left\n",i);
/*延迟*/
delay();
proc_wakeup();
/*产生一个1到1000的随机数，若该随机数小余100，当前进程等待，*/
if((rand()%1000+1)<100){
printf("Process %d begins to wait.\n",running->pname);
sig=1;
return;
}
}
/*显示时间片耗尽，进程转为低优先级就绪状态*/
printf("Time slices for process %d exhausted.\n",running->pname);
InsertIntoQueueTail(&Hready,running);
sig=0;
return;

}
/*功能：将一个节点插入队列尾部*/
/*入口参数：队列头指针地址head，待插入结点node*/
/*出口参数：无*/
void InsertIntoQueueTail(struct PCB **head,struct PCB *node)
{
struct PCB *p;
node->next=NULL;
/*被插入队列为空*/
if(*head==NULL){
*head=node;
return;
}
/*被插入队列不为空*/
else{
p=*head;
/*找到队列的最后一个结点*/
while(p->next!=NULL) p=p->next;
p->next=node;
}
}

/*功能：进程调度*/
/*入口参数：无*/
/*出口参数：若调度成功，返回1，否则返回0*/

int proc_switch()
{
/*若高优先级就绪队列和低优先级就绪队列均为空，则循环执行进程唤醒*/
while(Hready == NULL && Lready == NULL)
if(!proc_wakeup()) return 0;

/*若高优先级就绪队列非空，则执行其第一个进程，分配2个时间片*/
if(Hready != NULL){
running = Hready;
Hready = Hready -> next;
running->runtime = 2;
}
/*若高优先级就绪队列为空，则执行低优先级就绪队列的第一个进程，
分配5个时间片*/
else{
running = Lready;
Lready=Lready -> next;
running -> runtime = 5;
}
/*别调度进程的id赋给sig*/
sig = running -> pname;
return 1;
}

/*功能：进程等待。将当前运行进程置高优先级，等待时间为20，
插入等待队列尾部*/
/*入口参数：无*/
/*出口参数：无*/
void proc_wait()
{
struct PCB *p;
running->pri=1;
running->waittime=20;
InsertIntoQueueTail(&wait,running);
sig=0;
return;
}

/*功能：进程唤醒*/
/*入口参数：无*/
/*出口参数：若等待队列为空，则返回0，否则返回1*/
int proc_wakeup()
{
struct PCB *p,*last,*MoveToReady;
p = wait;
/*等待队列为空，返回0*/
if(p == NULL) return 0;

/*延迟*/
delay();
/*等待队列中每个进程的等待时间减1*/
while(p != NULL){
p -> waittime -= 1;
p=p->next;
}
p=wait;
/*从等待队列中摘除等待时间为0的进程，插入到高优先级就绪队列的尾部*/
while(p!=NULL){
if(p -> waittime == 0){
MoveToReady = p;
if (p == wait)
wait = p->next;
else
last -> next = p->next;
p = p -> next;
InsertIntoQueueTail(&Hready,MoveToReady);
}
else{

p = p -> next;
}
}
sig =0;
return 1;
}

⑽ （计算机操作系统）wait操作和signal操作什么意思

规定在拿到左侧的筷子后，先检查右面的筷子是否可用。如果不可用，则先放下左侧筷子， 等一段时间再重复整个过程。 分析：当出现以下情形，在某一个瞬间，所有的哲学家都同时启动这个算法，拿起左侧的筷 子，而看到右侧筷子不可用，又都放下左侧筷子，等一会儿，又同时拿起左侧筷子……如此 这样永远重复下去。对于这种情况，所有的程序都在运行，但却无法取得进展，即出现饥饿， 所有的哲学家都吃不上饭。 (2) 描述一种没有人饿死（永远拿不到筷子）算法。 考虑了四种实现的方式（A、B、C、D）： A．原理：至多只允许四个哲学家同时进餐,以保证至少有一个哲学家能够进餐,最终总会释 放出他所使用过的两支筷子,从而可使更多的哲学家进餐。以下将room 作为信号量，只允 许4 个哲学家同时进入餐厅就餐，这样就能保证至少有一个哲学家可以就餐，而申请进入 餐厅的哲学家进入room 的等待队列，根据FIFO 的原则，总会进入到餐厅就餐，因此不会 出现饿死和死锁的现象。 伪码： semaphore chopstick[5]=; semaphore room=4; void philosopher(int i) } B．原理：仅当哲学家的左右两支筷子都可用时,才允许他拿起筷子进餐。 方法1：利用AND 型信号量机制实现：根据课程讲述，在一个原语中，将一段代码同时需 要的多个临界资源，要么全部分配给它，要么一个都不分配，因此不会出现死锁的情形。当 某些资源不够时阻塞调用进程;由于等待队列的存在，使得对资源的请求满足FIFO 的要求， 因此不会出现饥饿的情形。 伪码： semaphore chopstick[5]=; void philosopher(int I) } 方法2：利用信号量的保护机制实现。通过信号量mutex对eat（）之前的取左侧和右侧筷 子的操作进行保护，使之成为一个原子操作，这样可以防止死锁的出现。 伪码： semaphore mutex = 1 ; semaphore chopstick[5]=; void philosopher(int I) }