1、实验目的通过动态优先权算法的模拟加深对进程概念和进程调度过程的理解。
2、实验内容（1）用C语言来实现对N个进程采用动态优先算法的进程调度；
（2）每个用来标识进程的进程控制块 PCB用结构来描述，包括以下字段：进程标识符id进程优先数priority，并规定优先数越大的进程，其优先权越高；
进程已占用的CPU时间cputime ；
进程还需占用的CPU时间alltime，当进程运行完毕时，alltime变为0；
进程的阻塞时间startblock，表示当进程再运行startblock个时间片后，进程将进入阻塞状态；
进程被阻塞的时间blocktime，表示已阻塞的进程再等待blocktime个时间片后，将转换成就绪态进程状态state；
队列指针next，用来将PCB排成队列（3）优先数改变的原则：进程在就绪队列中呆一个时间片，优先数增加1进程每运行一个时间片，优先数减3。
（4）假设在调度前，系统中有5个进程，它们的初始状态如下：ID 0 1 2 3 4PRIORITY 9 38 30 29 0CPUTIME 0 0 0 0 0ALLTIME 3 3 6 3 4STARTBLOCK 2 -1 -1 -1 -1BLOCKTIME 3 0 0 0 0STATE READY READY READY READY READY（5）为了清楚地观察诸进程的调度过程，程序应将每个时间片内的进程的情况显示出来，参照的具体格式如下：

何时准备就绪$（document）.ready（）面向21世纪返回Promise以供更清洁的使用，提供Promise链帮助器函数，也可以用作纯函数。
如果DOM已经准备好，则Promise将立即解决。
浏览器兼容性IE9+（需要Promisepolyfill）边缘*Firefox29+Safari8+Chrome33+歌剧23+安装npminstall--savewhen-dom-ready或进行快速测试：<scriptsrc="https://unpkg.com/when-dom-ready"></script>用法importwhenDomReadyfrom'when-dom-ready';whenDomReady().then(()=＞console.log('DOMi

序号成员变量意义或操作方法1进程名称ID进程的标识2优先数PRIORITY越大优先权越高，在运行期间可以被动态改变。
3到达时间ENTERTIME进程输入的时间4进程余下运行时间ALLTIME进程开始为全部时间，运行完毕ALLTIME=05已使用CPU时间USEDTIME每在CPU上运行1个时间片就加16连续运行时间RUNTIME进程就绪前已经连续运行RUNTIME个时间片7连续就绪时间READYTIME进程运行前已连续就绪READYTIME个时间片8进程状态STATE三个状态：READY、RUNNING、FINISHED9队列指针NEXT用来将PCB排成队列

设计8088最小系统要求：1、用8088CPU,配置8284时钟芯片，提供CLK、READY、RESET信号。
8284芯片及周围器件参数见教材。
2、用3片74LS373做地址总线分离器，分离出20根地址线A0~A193、用1片74LS245做双向数据总线驱动器。
4、配置32KROM(27C256),用作BIOS存储器5、配置2*32KRAM（62256）为系统内存储器 6、配置标准I/O接口，总线包括：D0~D7、A0~A2、WR、RD、CS。
7、注意ALE、DT/R 、DEN控制线的用法8、3片存储器的片选可用3-8译码器的输出Y0、Y1、Y2控制，Y4可接I/O的片选.9、IO/M，WR、RD、可通过逻辑或门得到两组独立的读写线，分别控制内存和I/O的读写操作10、注意MN/MX引脚的处理，CPU其他未用的引脚可以不画11、按工程制图标注电路中各芯片的型号、引脚功能和引脚号，不可用总线或简化画法。

TheArtofComputerSystemsPerformanceAnalysis"Atlast,awelcomeandneededtextforcomputerprofessionalswhorequirepractical,ready-to-applytechniquesforperformanceanalysis.Highlyrecommended!"-Dr.LeonardKleinrockUniversityofCalifornia,LosAngeles"Anentirelyrefreshingtextwhichhasjusttherightmixtureoftheoryandrealworldpractice.Thebookisidealforbothclassroominstructionandself-study."-Dr.RaymondL.PickholtzPresident,IEEECommunicationsSociety"Anextraordinarilycomprehensivetreatmentofboththeoreticalandpracticalissues."-Dr.JeffreyP.BuzenInternationallyrecognizedperformanceanalysisexpert".itisthemostthoroughbookavailabletodate"-Dr.ErolGelenbeUniversitéRenéDescartes,Paris".anextraordinarybook.

试验内容：① 由用户指定要暴发的进程及其种别，存入进入停当队列。
　　② 调解法度圭表标准从停当队列中提取一个停当进程运行。
假如恳求的资源被阻塞则进入响应的期待队列，调解法度圭表标准调解停当队列中的下一个进程。
进程运行竣事时，会查验对于应的期待队列，激活队列中的进程进入停当队列。
运行竣事的进程进入over链表。
重复这一进程直至停当队列为空。
　　③ 法度圭表标准讯问能否要络续？假如要转直①末了实施，不然到场法度圭表标准。
试验目的：经由试验模拟破费者与破费者之间的关连，知道并操作他们之间的关连及其原理。
由此削减对于进程同步的下场的知道。
试验申请：每一个进程有一个进程抑制块（PCB）展现。
进程抑制块能够搜罗如下信息：进程尺度标号、进程体系号、进程外形、进程产物（字符）、进程链指针等等。
体系开拓了一个缓冲区，大小由buffersize指定。
法度圭表标准中有三个链队列，一个链表。
一个停当队列（ready），两个期待队列：破费者期待队列（producer）；
破费者期待队列（consumer）。
一个链表（over），用于凑集已经运行竣事的进程本法度圭表标准经由函数模拟信号量的原子操作。

FPGA计划曼彻斯特编解码Verilog源代码modulemd(rst,clk16x,mdi,rdn,dout,data_ready);inputrst;inputclk16x;inputmdi;inputrdn;output[7:0]dout;outputdata_ready;regclk1x_enable;regmdi1;regmdi2;reg[7:0]dout;reg[3:0]no_bits_rcvd;reg[3:0]clkdiv;regdata_ready;wireclk1x;regnrz;wiresample;reg[7:0]rsr;//Generate2FFregistertoacceptserialManchesterdatainalways@(posedgeclk16xorposedgerst)beginif(rst)beginmdi1＜=1'b0;mdi2＜=1'b0;endel

页面的打开速度对网站的优化有极大的意义，如果打开一个页面不断处于白屏状态，比如TTFB超过5秒，可能大部分人都会把它关掉。
或者是页面加载出来了，但是比较慢，页面显示不完整，标签栏不断在转圈，页面长期处于不可交互的状态，这也是一种很不好的体验。
如何评价一个页面打开得快不快，可以用两个指标描述，一个是ready的时间，另一个是load的时间。
这个可以从Chrome的控制台看到，如打开stackoverflow.com网站的首页：一共是加载490KB，ready时间是7.36s，load时间是17.35s。
再来看下打开谷歌的情况：虽然两个页面的内容差别比较大，但是从时间来看的话，很明显谷歌的速度要明

模仿数据链路层的gobackn协议/*该协议是搭载ack的回退n步协议*/#include#include"protocol.h"#definemax_seq7#defineflag126#defineESC100#definewait_time2700 //发送计时器等待的时间#defineack_wait_time280staticintphl_ready=0;unsignedcharbuf[max_seq+1][270];unsignedcharack[8];//发送空的ack帧unsignedcharin_buf[600],last_buf[520];//接收时的缓冲区;去掉冗余之后的缓冲区,为防备因误码两帧合并为一帧而定义了很大一个数组intnbuffered=0;//发送的帧数intbuf_size[max_seq+1];//记下以发送各帧的帧长intnext_frame_to_send=0;intframe_in_phl=0;//用于成帧intframe_expected=0;intack_expected=0;intbetween(inta,intb,intc){ if(((a＜=b)&&(b＜c))||((c＜a)&&(a＜=b))||((b＜c)&&(c＜a))) return1; elsereturn0;}//判断帧尾,防止出现误判escescflag为数据的情况intend_flag(intin_len){ intcount=0; inti; if(in_len=0;i--)//记录flag前的esc数目 count++; returncount%2;//若flag前的esc为偶数，则为帧尾}//成帧函数--数据帧voidsend_frame(char*my_buf,intlen){ intn; buf[frame_in_phl][0]=(frame_expected+max_seq)%(max_seq+1); //ack buf[frame_in_phl][1]=frame_in_phl; //发送帧的帧号 for(n=0;n＜len;n++) buf[frame_in_phl][n+2]=my_buf[n]; //将处理过的新帧赋值到缓冲区中 len=len+2; *(unsignedint*)(buf[frame_in_phl]+len)=crc32(buf[frame_in_phl],len); //在原始帧的基础上加检验和 buf_size[frame_in_phl]=len+4; //记录当前帧的长度,包括3个帧头，4个检验和 nbuffered=nbuffered+1; //缓冲区占用数加一 frame_in_phl=(frame_in_phl+1)%(max_seq+1);}//成帧函数--ack帧voidsend_ack() //ack帧的处理{ ack[0]=(frame_expected+max_seq)%(max_seq+1); ack[1]=max_seq+10; //ack帧的序号位，使ack[1]==frame_expected恒不成立 *(unsignedint*)(ack+2)=crc32(ack,2); //在原始帧的基础上加检验和}//主函数intmain(intargc,char**argv){intevent,arg,n,m,i,j,len=0,in_len=0; unsignedcharmy_buf[260]; intphl_wait=0;//在物理层中还没有被发送的帧protocol_init(argc,argv);enable_network_layer();for(;;){event=wait_for_event(&arg);switch(event){caseNETWORK_LAYER_READY:

proteus8086用8086CPU,配置8284时钟芯片，提供CLK、READY、RESET信号。
8284芯片及四周器件参数见教材。

在日常工作中，钉钉打卡成了我生活中不可或缺的一部分。然而，有时候这个看似简单的任务却给我带来了不少烦恼。 每天早晚，我总是得牢记打开钉钉应用，点击"工作台"，再找到"考勤打卡"进行签到。有时候因为工作忙碌，会忘记打卡，导致考勤异常，影响当月的工作评价。而且，由于我使用的是苹果手机，有时候系统更新后，钉钉的某些功能会出现异常，使得打卡变得更加麻烦。 另外，我的家人使用的是安卓手机，他们也经常抱怨钉钉打卡的繁琐。尤其是对于那些不太熟悉手机操作的长辈来说，每次打卡都是一次挑战。他们总是担心自己会操作失误，导致打卡失败。 为了解决这些烦恼，我开始思考是否可以通过编写一个全自动化脚本来实现钉钉打卡。经过一段时间的摸索和学习，我终于成功编写出了一个适用于苹果和安卓系统的钉钉打卡脚本。