Tests cumulatifs et révision ciblée

Le fichier est une abstraction de machine étendue; répartir le disque est une gestion de ressources. Une interface graphique ou un compilateur ne définit pas le SE. Les abstractions masquent les détails sans abolir les limites.

Variantes : Une seule proposition répond à toutes les contraintes; choisir son sens exact.

Le noyau applique les frontières de protection. Shell, éditeurs et utilitaires sont des programmes système sans être nécessairement dans le noyau. Les applications utilisent ces services; l’interface graphique seule ne constitue pas le SE.

Variantes : Une seule proposition répond à toutes les contraintes; choisir son sens exact.

La première liste contient les huit services. La deuxième énumère surtout des usages ou outils, et la troisième des ressources matérielles. La comptabilité mesure l’usage; elle se distingue de l’allocation qui répartit les ressources.

Variantes : Une seule proposition répond à toutes les contraintes; choisir son sens exact.

La politique décide qui recevra le CPU; le mécanisme sauvegarde et restaure l’état pour appliquer ce choix. Changer la règle de priorité ne demande pas de redéfinir l’opération matérielle de commutation.

Variantes : Une seule proposition répond à toutes les contraintes; choisir son sens exact.

La RAM est divisée en portions présentes simultanément : partage spatial. Le CPU est attribué successivement : partage temporel. Sauvegarde et restauration consomment du temps; alternance ne signifie pas parallélisme sur un CPU unique.

Variantes : Une seule proposition répond à toutes les contraintes; choisir son sens exact.

Le processus est l’instance d’exécution, avec code, données, espace d’adressage, registres et ressources. Prêt signifie admissible au CPU; bloqué signifie attente d’un événement. Ses threads partagent des ressources mais gardent leur contexte propre.

Variantes : Une seule proposition répond à toutes les contraintes; choisir son sens exact.

Les espaces d’adressage sont privés; la traduction dépend du processus. La pagination organise pages virtuelles et cadres physiques. Une page absente ou interdite provoque une exception, que le noyau traite; elle ne garantit ni présence en RAM ni accès autorisé.

Variantes : Une seule proposition répond à toutes les contraintes; choisir son sens exact.

GUI et CLI servent aux humains; API et appels système servent aux logiciels. printf formate en espace utilisateur et peut utiliser write. Une entrée contrôlée vers le noyau permet validation et service via le pilote, puis retour. Le diagramme est conceptuel : pas un appel système obligatoire par printf, ni un changement de processus obligatoire à chaque transition.

• printf formate en espace utilisateur dans une bibliothèque.
• La bibliothèque peut déclencher write; toute fonction de bibliothèque ne fait pas un appel système et le tamponnage peut différer l’écriture.
• Une entrée contrôlée transfère au noyau, qui identifie et valide la demande.
• Le noyau/pilote dialogue avec le matériel; résultat ou erreur revient à l’application.

Variantes : Toute formulation couvrant la rubrique est recevable; comparaison et confirmation personnelles, sans correction automatique.

Créer ou attendre une exécution relève du contrôle de processus. Ouvrir ou lire un fichier relève des fichiers. Modifier les permissions relève de la protection. Les communications et la gestion de périphériques forment deux autres catégories; certaines opérations se ressemblent selon la ressource.

Variantes : Une seule proposition répond à toutes les contraintes; choisir son sens exact.

La modularité dynamique du noyau n’isole pas automatiquement le pilote. Déplacer un service en espace utilisateur peut contenir certaines fautes et faciliter test/remplacement, mais ajoute des échanges. Couches et hybride décrivent d’autres organisations; aucune étiquette ne garantit à elle seule fiabilité ou performance absolue.

• Un module reste privilégié; chargement dynamique ne signifie pas isolation d’un micro-noyau.
• Le monolithique permet des appels internes directs mais une faute peut compromettre le système.
• Le micro-noyau réduit le code privilégié et isole des services, au coût de messages/transitions et changements de contexte supplémentaires.
• Les couches structurent les dépendances avec coûts de traversée; l’hybride combine plusieurs modèles.

Variantes : Toute formulation couvrant la rubrique est recevable; comparaison et confirmation personnelles, sans correction automatique.

Le modèle pédagogique décompose lecture vers EAX, addition puis écriture. Une interruption peut survenir entre étapes. L’expression de haut niveau n’est pas une preuve d’atomicité. Ce modèle n’est pas une prédiction des instructions exactes d’un compilateur ni du résultat garanti d’une course C.

Variantes : Une seule proposition répond à toutes les contraintes; choisir son sens exact.

SP repère le sommet; appel et retour gèrent des cadres dans le modèle du cours. Corrompre l’adresse de retour ou une variable locale reste possible à l’intérieur d’un processus. La protection mémoire entre processus ne remplace pas la sûreté des accès internes.

Variantes : Une seule proposition répond à toutes les contraintes; choisir son sens exact.

Le privilège CPU appartient au contexte exécuté et aux instructions permises; l’identité administrateur relève des autorisations logicielles. Intel emploie typiquement anneau 0 pour le noyau et 3 pour les applications; les autres architectures ont d’autres modes. La validation reste nécessaire.

Variantes : Une seule proposition répond à toutes les contraintes; choisir son sens exact.

Le traitement par lots précède la multiprogrammation des années 1965–1980 dans la présentation. Avec plusieurs programmes, une attente d’E/S laisse progresser un autre. La coopération exige une cession volontaire; la préemption donne le contrôle au système. Protection et interruptions illustrent la coévolution matériel/logiciel.

Variantes : Une seule proposition répond à toutes les contraintes; choisir son sens exact.

Le temps réel dur dépend du respect des échéances. Un serveur privilégie notamment débit et disponibilité; le mobile énergie et thermique; l’embarqué une fonction spécialisée sous ressources limitées; le PC interaction et compatibilité; le multiprocesseur apporte du parallélisme et des besoins de coordination.

Variantes : Une seule proposition répond à toutes les contraintes; choisir son sens exact.

Le maître reflète espace de référence privé au 25 septembre 2026; TP, dates et lieux ont pu changer. La présence d’une image VM ne prouve pas son démarrage. Le cours exige compilation/exécution dans sa VM et remise au portail; l’IA dépend des consignes de l’activité et doit être déclarée lorsqu’autorisée. Aucune lecture du site n’atteste une remise, un accommodement ou une présence.

Variantes : Une seule proposition répond à toutes les contraintes; choisir son sens exact.

GUI et CLI sont des interfaces humaines, API et bibliothèques des interfaces programmatiques. Un programme système fournit un outil. printf formate et peut tamponner; write demande un service au noyau. Une bibliothèque n’implique ni un syscall immédiat ni une correspondance un pour un.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

La transition donne accès au code privilégié selon une entrée contrôlée; elle ne supprime pas les validations. Autorisation du compte et mode CPU sont différents. Le même processus peut reprendre après le service; transition de mode et changement de processus ne sont pas synonymes.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

Un module de noyau reste souvent privilégié; son chargement dynamique ne prouve pas son isolation. Les couches clarifient les dépendances au prix de traversées; l’hybride combine plusieurs modèles. Aucune architecture ne garantit universellement sûreté ou performance.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

La politique décide quel processus reçoit le CPU. La sauvegarde/restauration permet ce choix matériellement. On peut changer la règle de sélection sans abandonner le mécanisme de changement de contexte.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

Le PC repère la prochaine instruction et les registres les valeurs intermédiaires. Le cadre de pile garde les éléments de l’appel selon la convention employée. Charger, additionner et stocker peuvent être distincts; l’expression source ne prouve aucune atomicité.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

Code exécutable, instance active et PCB sont trois notions différentes. Le PCB décrit identité, état CPU, ordonnancement, mémoire et ressources; il ne se confond pas avec l’espace d’adressage utilisateur. Des optimisations physiques ne suppriment pas cette séparation logique.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

P0 passe actif → bloqué quand il attend l’E/S, puis bloqué → prêt à la fin de l’E/S. Prêt signifie attendre le CPU; bloqué signifie attendre un événement. Seule une sélection ultérieure lui permet prêt → actif; la préemption conduit actif → prêt.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

Les registres physiques sont réutilisés, mais les contextes logiques sont séparés. La valeur 42 de P1 ne devient pas celle de P0. À sa reprise avant ADD, P0 retrouve 7 et l’instruction interrompue. Ce modèle n’impose ni durée réelle, ni politique particulière, ni format de PCB d’un noyau courant.

• Sauvegarder PC=ADD et EAX=7 de P0 dans son contexte/PCB et mettre P0 prêt.
• Choisir P1 puis restaurer PC=SUITE et EAX=42 pour P1.
• Avant de revenir à P0, sauvegarder le contexte courant de P1; restaurer PC=ADD et EAX=7 de P0.
• La sauvegarde/restauration coûte du temps; elle ne réalise pas directement le travail applicatif et ne se confond pas avec un simple changement de mode.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

Les deux processus continuent après fork. Le père obtient le PID du fils et le fils obtient zéro. L’échec donne une valeur négative au processus appelant. Sans synchronisation, l’ordre dans lequel les branches s’exécutent reste non garanti.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

exec remplace l’image du processus courant sans créer un processus. Un succès ne retourne pas à l’ancien flot. Un retour indique normalement une erreur, que le programme doit traiter; les variantes p recherchent dans PATH, l et v distinguent liste et tableau d’arguments.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

Les contraintes sont A < B et F < B. Leurs deux linéarisations sont AFB et FAB. ABF viole l’attente du fils. Le tamponnage ou des erreurs changeraient le problème; ils sont explicitement exclus. Si le fils était déjà terminé, waitpid pourrait revenir immédiatement tout en conservant la garantie.

• A précède B dans le père.
• F précède la fin du fils, donc le retour de waitpid et B.
• Les deux ordres complets sont A F B et F A B; A et F n’ont pas d’ordre imposé.
• waitpid synchronise et récupère le statut; sleep ne garantit pas cette causalité et wait ne fusionne pas les espaces mémoire.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

Le modèle Unix du shell crée un fils puis y charge la commande. CreateProcess regroupe création et lancement de l’image; le créateur peut attendre et doit fermer les handles reçus. Ces interfaces n’ont pas un contrat identique malgré une finalité comparable.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

Le chemin relatif ./outil part du répertoire courant. 640 vaut rw-r-----; u+x ajoute seulement le bit 1 au propriétaire : 740, rwxr-----. Propriété inchangée; chmod ne fait pas chown et n’exige pas ici sudo. Sur un répertoire, x signifie notamment traversée; vérifier les cibles avant toute commande destructive.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

bg %1 reprend le job du shell en arrière-plan. %1 est un numéro de job, 812 un PID. fg le reprend au premier plan; disown le retire de la table sans constituer la même opération. Arrière-plan n’assure pas la survie à SIGHUP. ps est un instantané, top se rafraîchit; leurs PID ne sont pas les numéros de jobs.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

kill est une interface d’envoi de signal. La réaction dépend du signal et des traitements permis; SIGTERM peut être traité ou ignoré, donc ne garantit pas une terminaison. SIGKILL ne permet pas au processus de faire son propre nettoyage; le noyau récupère néanmoins ses ressources. Ctrl+Z produit normalement SIGTSTP, distinct de SIGSTOP.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

-c produit un objet sans lancer l’édition de liens. cc -o hello hello.o peut ensuite lier; cc -o hello hello.c peut compiler et lier en une commande. ./hello exécute le fichier du répertoire courant; compilation et exécution sont distinctes.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

La pile et les cadres relient le modèle théorique à l’échec observable. ulimit -s modifie la limite du shell et ulimit -c autorise des tailles, sans garantir à lui seul un fichier local ni son nom. -g conserve les informations de débogage. Aucune profondeur numérique universelle, manipulation VM ou production de core n’est attestée.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

Les quatre fichiers historiques sont rapport.pdf, plante.c, vader.c et user_management.sh, sans autre fichier. Le barème 36+28+16+20 fait 100 points; 4 % est le poids du TP. L’écart 23h55/23h59, le vendredi 9 octobre 2026, les mentions Automne 2025 et l’IA « À déterminer » restent datés du 2 octobre. Les manipulations, membres d’équipe et remise doivent être vérifiés personnellement; aucun score ne les valide.

Variantes : Le raisonnement prime sur les noms, PID ou valeurs fictives; les hypothèses fixent les garanties.

Le programme est passif; le processus est son instance active. Le PCB contient notamment PID, état, contexte et ressources, sans se confondre avec le code ou tout l’espace mémoire utilisateur. Partager un exécutable ne fusionne pas les identités.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Noms/PID fictifs peuvent changer sans modifier le raisonnement; les réponses rédigées suivent la rubrique et restent autoévaluées.

Les zones mappées complètent ce modèle. Pile et tas ont des durées de vie différentes. L’isolation logique protège les données et retours de fonction, mais des pages physiques peuvent être partagées sous contrôle sans autoriser des écritures arbitraires entre processus.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Noms/PID fictifs peuvent changer sans modifier le raisonnement; les réponses rédigées suivent la rubrique et restent autoévaluées.

La séquence est actif → bloqué → prêt; une sélection ultérieure permet prêt → actif. Fin d’événement et attribution du processeur sont distinctes. Une préemption produit actif → prêt; elle ne signifie pas attente d’E/S.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Noms/PID fictifs peuvent changer sans modifier le raisonnement; les réponses rédigées suivent la rubrique et restent autoévaluées.

Le choix est une politique, la sauvegarde/restauration un mécanisme. Compteur ordinal, pile et registres permettent la reprise. Le coût ne fait pas progresser directement les instructions applicatives; aucune durée universelle n’est donnée.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Noms/PID fictifs peuvent changer sans modifier le raisonnement; les réponses rédigées suivent la rubrique et restent autoévaluées.

La variable de retour ne représente pas nécessairement l’identité de l’appelant. Le père reçoit le PID du fils, le fils zéro; getpid donne l’identité propre. La valeur de branche est fixée, l’ordre d’exécution ne l’est pas.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Noms/PID fictifs peuvent changer sans modifier le raisonnement; les réponses rédigées suivent la rubrique et restent autoévaluées.

Le dédoublement est 1→2→4 sous ces hypothèses. Une trace possible effectue F1, F2 de P1 puis F2 de P0; l’inverse des deux F2 est possible. P1 peut donc créer P3 avant que P0 crée P2. Une branche, un échec ou un exec avant F2 change le comptage; les PID numériques ne sont pas imposés.

• Après F1 : P0 et P1; chacun atteint F2.
• P0 crée P2 en F2; P1 crée P3 en F2 : quatre processus finaux et trois créations.
• Arêtes : P0→P1, P0→P2, P1→P3. P2 et P3 commencent après leur propre F2 et ne refont pas F1.
• F1 de P0 précède les deux F2; les deux F2 ne sont pas ordonnés entre eux. L’arbre ne détermine aucun ordre global d’affichage.

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exec charge une nouvelle image dans le processus courant et ne crée pas de PID. Le succès ne revient pas à l’ancien flot; un retour signale une erreur à traiter. Les variantes l/v reçoivent liste/tableau; p recherche dans PATH. Le nouveau programme peut ensuite créer d’autres processus, ce qui est distinct.

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Contraintes A<B, F<E et E<B. Placer A avant F, entre F et E ou après E donne AFEB, FAEB, FEAB. Aucun ordre n’est garanti entre A et F, ni entre A et E. En cas d’exec échoué, d’attente interrompue ou non bloquante, les hypothèses changent. Le PID du fils reste identique à travers exec.

• F précède E : exec réussit et le nouveau programme émet E; l’ancien code après exec ne s’exécute pas.
• A précède B dans le père; E précède la fin du fils puis le retour de waitpid et B.
• Les trois ordres complets sont AFEB, FAEB et FEAB; B est toujours dernier.
• waitpid peut revenir immédiatement si le fils est déjà terminé; il récolte son statut sans fusionner les mémoires. sleep ne remplace pas cette dépendance.

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Les pages peuvent d’abord être partagées physiquement et protégées. Une écriture demande une copie privée de la page concernée dans le modèle copy-on-write. Cela ne transforme pas les espaces en mémoire partagée; l’attente synchronise la fin sans transférer x.

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Le zombie garde une entrée minimale de statut après libération de ses ressources d’exécution, jusqu’à récolte. L’orphelin perd son père d’origine; adoption par un responsable, éventuellement subreaper, ne signifie pas arrêt. Les signaux ont des effets différents.

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Les finalités se recoupent, les interfaces diffèrent. CreateProcess reçoit notamment ligne de commande, environnement et répertoire. L’appelant gère les handles reçus. Un exec Unix réussi conserve l’identité du processus existant.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Noms/PID fictifs peuvent changer sans modifier le raisonnement; les réponses rédigées suivent la rubrique et restent autoévaluées.

Le registre porte ici le résultat intermédiaire. Le gestionnaire doit préserver tout état utilisateur qu’il modifie, en complément de l’état minimal matériel. Le retour reprend la prochaine instruction avec les bonnes valeurs; sauvegarder uniquement l’adresse ne suffit pas. Le modèle ne prétend pas être une ABI universelle.

• EAX utilisateur vaut 7 avant l’interruption; A mémoire vaut encore 3.
• Le matériel sauvegarde un état minimal et entre par une porte contrôlée; le noyau complète la sauvegarde des registres nécessaires avant de les modifier.
• Après traitement, restaurer contexte, EAX=7, compteur ordinal et pile appropriés; reprendre le stockage écrit 7.
• Restaurer seulement PC/pile en laissant EAX=666 écrit incorrectement 666; les détails d’entrée dépendent de l’architecture.

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Le traitement d’un événement et le choix d’un processus sont distincts. L’ordonnanceur peut garder le même processus ou en choisir un autre. Un changement de mode ne constitue pas automatiquement un changement de processus.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Noms/PID fictifs peuvent changer sans modifier le raisonnement; les réponses rédigées suivent la rubrique et restent autoévaluées.

Le coopératif dépend de la cession, du blocage ou de la fin. Le préemptif dispose d’un événement matériel indépendant de la coopération. Sur un cœur, plusieurs tâches alternent; elles ne deviennent pas pour autant des instructions simultanées.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Noms/PID fictifs peuvent changer sans modifier le raisonnement; les réponses rédigées suivent la rubrique et restent autoévaluées.

Le wall time mesure début à fin; le CPU time compte le travail effectif du processeur pour ce processus. Le calcul est 2+3=5. Le contexte monothread évite de généraliser cette comparaison à une somme des temps CPU de plusieurs threads parallèles.

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Bibliothèque, instruction d’entrée, répartiteur et routine de service sont des niveaux distincts. Le noyau vérifie pointeurs, tailles, descripteurs et autorisations. Une bibliothèque peut rester en espace utilisateur; la transition protégée ne rend pas la demande automatiquement valide.

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Ces références enseignent un principe d’entrée et de répartition, avec numéros et registres propres à leur contexte. Elles ne prouvent pas une instruction ou numérotation actuelle universelle. Le portail conserve la datation et les réserves, sans inventer le contenu des sites historiques indisponibles.

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Les flots peuvent progresser pendant la même période en alternant. Plusieurs unités matérielles seraient nécessaires au parallélisme effectif. Le partage facilite la communication mais impose de traiter la synchronisation; un serveur peut organiser travailleurs et acceptation sans gain universel garanti.

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u+x ajoute seulement le bit d’exécution du propriétaire : rw-r----- devient rwxr-----. Les chemins relatifs partent du cwd; les motifs sont développés par le shell. Pour un répertoire x permet la traversée. Les outils externes ont man/--help; Tab et nano appartiennent aux pratiques conservées.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Noms/PID fictifs peuvent changer sans modifier le raisonnement; les réponses rédigées suivent la rubrique et restent autoévaluées.

Le tube transporte stdout; && dépend du succès et || de l’échec; ; exécute ensuite indépendamment. > remplace, >> ajoute, < choisit l’entrée. Les redirections se traitent de gauche à droite : > journal.log puis 2>&1 donne aux deux flux la destination fichier. L’ordre inverse laisse stderr sur l’ancienne stdout.

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grep retire Info ok et rend les trois premiers Error 404 adjacents; uniq les réduit à un, mais conserve le dernier séparé par Error 500. sed remplace Error 4 par Warning 4. Pour tailles TSV : awk extrait les champs, sort -n ordonne, head limite; find repère, du -sb mesure, sort -nr puis head choisit les gros fichiers. Avec noms arbitraires, préférer find -print0 et xargs -0 plutôt qu’un découpage naïf par espaces. Les erreurs mdkdir et port 8080 du solutionnaire restent signalées; le port retenu par l’atelier est 8000.

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Affectation sans espaces, doubles guillemets pour expansion sans découpage de cette valeur, simples pour texte littéral. if, for, while et fonctions structurent les scripts; $? doit être capturé avant une autre commande. PATH cherche les exécutables dans l’ordre. La boucle Git de l’atelier est destructive et reste dans son dépôt artificiel; son succès final ne prouve pas sa robustesse.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Noms/PID fictifs peuvent changer sans modifier le raisonnement; les réponses rédigées suivent la rubrique et restent autoévaluées.

Le maître dit que trap garantit le nettoyage : préciser la portée. Une sortie normale ou exit anticipé exécute l’action EXIT; SIGKILL ou une panne ne permet pas son exécution. kill demande un effet selon le signal; attendre et contrôler l’état peut être nécessaire. Un simple sleep ne prouve pas la disponibilité; curl et son code de retour fournissent le test prévu sur 8000. Ces explications ne certifient ni serveur lancé ni exercice réussi.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Noms/PID fictifs peuvent changer sans modifier le raisonnement; les réponses rédigées suivent la rubrique et restent autoévaluées.

Le poids historique est 4 %, équipe 1–4, barème 36+28+16+20=100. La limite prudente était vendredi 9 octobre 2026 à 23h55 plutôt que 23h59; mentions Automne 2025 et IA À déterminer restent datées. L’entraînement vérifie la compréhension des exigences; équipe, manipulations, rapport et dépôt restent des actions personnelles non scorées.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Noms/PID fictifs peuvent changer sans modifier le raisonnement; les réponses rédigées suivent la rubrique et restent autoévaluées.

Le processus regroupe mémoire et ressources; le TCB décrit le flot individuel, notamment registres, compteur ordinal, pile et état. Les threads du même processus ne disposent pas d’espaces d’adressage isolés.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Une reformulation équivalente suit la rubrique pour les réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les traces observées ne fixent pas l’ordre général.

Chaque thread a son contexte d’exécution. Code, globales/statiques, tas et fichiers ouverts sont communs au processus. Une pile propre n’est pas une frontière de protection : une adresse de cette pile peut être transmise à un autre thread, avec une durée de vie et une synchronisation à respecter.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Une reformulation équivalente suit la rubrique pour les réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les traces observées ne fixent pas l’ordre général.

Concurrence décrit la progression sur une période commune; un cœur peut entrelacer les activités. Le filtrage identique de partitions indépendantes sur plusieurs cœurs est un parallélisme de données. Des traitements différents correspondraient à un parallélisme de tâches.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Une reformulation équivalente suit la rubrique pour les réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les traces observées ne fixent pas l’ordre général.

Les quatre paramètres sont l’adresse de l’identifiant à remplir, les attributs, la routine void *(*)(void *) et son argument. Le code de retour signale le succès (0) ou une erreur; vérifier ce code avant d’utiliser tid. Le démarrage du travailleur n’attend pas le join.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Une reformulation équivalente suit la rubrique pour les réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les traces observées ne fixent pas l’ordre général.

Un tableau d’arguments distincts, initialisés avant chaque création et conservés jusqu’après les jointures, évite la réutilisation de la même variable. Chaque travailleur lit son élément. Le simple passage d’un pointeur ne copie pas l’objet pointé. La réponse reste autoévaluée par comparaison à la rubrique.

• Préparer un élément distinct par travailleur, par exemple args[3], et transmettre &args[i].
• Initialiser chaque élément avant sa création; ne pas le modifier concurremment pendant sa lecture.
• Conserver le tableau vivant jusqu’à la fin des lectures, par exemple dans le créateur qui joint tous les travailleurs avant de quitter.
• Expliquer que &i réutilise un objet mutable commun; ni un sleep ni une observation favorable ne garantit les valeurs.

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La terminaison d’un travailleur ne termine pas les autres. Le détachement libère automatiquement ses ressources de terminaison et exclut la jointure. Un délai ne crée pas de dépendance de fin. Quitter le processus, notamment par retour de main ou exit, termine en revanche ses threads.

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Les deux fins A et B précèdent la création de C; les lettres possibles sont ABC et BAC dans ce modèle. Joindre A avant B ne force pas A à finir en premier : B peut déjà être terminé lors de sa jointure. La rubrique juge les relations de précédence, sans prétendre corriger automatiquement le texte.

• A et B peuvent démarrer et finir dans des ordres différents; ordre des create ne fixe pas celui des fins.
• C commence après les deux terminaisons, car ses créations sont précédées des deux jointures réussies.
• Les traces des trois lettres sont ABC et BAC, sans ordre imposé entre A et B.
• Remplacer les jointures par sleep ne garantit plus cette précédence; aucun code universitaire exécuté.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Une reformulation équivalente suit la rubrique pour les réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les traces observées ne fixent pas l’ordre général.

B ne peut être créé qu’après la fin de A : 4+4=8 s. Créer les deux avant de les joindre permettrait 4 s dans le modèle idéal annoncé. Le nombre de threads ou de cœurs ne rétablit pas une concurrence supprimée par le programme.

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Dans M:1, une seule entité noyau limite le parallélisme interne et un appel bloquant peut immobiliser le groupe. 1:1 permet des blocages indépendants et le multicœur au coût de ressources noyau. M:N et deux niveaux sont des correspondances, sans nombre fixe de travailleurs ni ordre global garanti.

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Le pool sépare file de tâches et travailleurs réutilisés. Après affectation initiale, trois tâches occupent les travailleurs et sept restent en file. Leur durée et les ressources limitent le gain; agrandir sans mesure peut accroître contention, piles et changements de contexte.

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L’itération suivante dépend de la valeur produite par la précédente. Une directive ne change pas cette relation. Il faut préserver les dépendances ou transformer l’algorithme correctement; le nombre de threads ne remplace pas ce raisonnement.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Une reformulation équivalente suit la rubrique pour les réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les traces observées ne fixent pas l’ordre général.

La garantie thread-safe dépend du contrat d’usage et des objets partagés. Un mutex interne peut éviter une course entre threads mais poser problème lors d’une réentrée par signal. Une locale static persiste et est commune aux appels; un objet externe peut encore être partagé incorrectement même sans globale.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Une reformulation équivalente suit la rubrique pour les réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les traces observées ne fixent pas l’ordre général.

La réservation de case doit préserver un invariant sur les trois étapes. Protéger seulement l’incrément n’annule pas les deux choix de la même case. Les joins après créations attendent les fins sans protéger les mises à jour. Les bornes du compteur sont pédagogiques : des accès C ordinaires en course peuvent être indéfinis.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Une reformulation équivalente suit la rubrique pour les réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les traces observées ne fixent pas l’ordre général.

Join ne sérialise pas rétroactivement les opérations des travailleurs. Le modèle lecture/calcul/écriture montre une perte possible de mises à jour, mais ses bornes ne sont pas un contrat C. La précision ED15 et le prolongement S06 distinguent illustration pédagogique et comportement indéfini.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Une reformulation équivalente suit la rubrique pour les réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les traces observées ne fixent pas l’ordre général.

Sur une référence de 100 s : 15 s séquentielles + 85/4=21,25 s parallèles, soit 36,25 s. L’accélération vaut 100/36,25=80/29≈2,75862069, arrondie à 2,76. Ce gain théorique est inférieur à quatre et ne constitue pas une mesure réelle.

Variantes : Point ou virgule décimale; arrondi à deux décimales, tolérance absolue 0,005. Fraction et unités restent celles annoncées; aucun calcul de code saisi.

Les exemples comparent identité, mémoire et précédences; la chaîne mycall relie utilisateur et noyau effectivement chargé. Une compilation seule ne prouve ni l’amorçage du bon noyau ni le succès du test. Les numéros du laboratoire sont liés à sa version. La rubrique évalue uniquement une explication, pas la réalisation des manipulations.

• Pour fork, distinguer retour père/fils, vrais PID, mémoire séparée et ordre partiel de wait; une faute mémoire ne fixe pas un ordre.
• Pour pthread, identifier create/join/exit et expliquer les ordres variables ou la fin précoce du processus sans joins.
• Relier numéro/table, prototype/implantation, compilation/intégration, noyau réellement chargé et test syscall; uname contrôle le noyau chargé.
• Garder 337/299, Ubuntu 10.04/Linux 2.6.32.24 comme historiques; VM restaurable et ancien noyau; aucune compilation, modification ou observation personnelle attestée.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Une reformulation équivalente suit la rubrique pour les réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les traces observées ne fixent pas l’ordre général.

Le filtrage rapproche les deux premières lignes error 4, qui sont dédupliquées. La dernière est séparée par error 5 et demeure. $? décrit la commande précédente, 0 au succès. Pour le TSV, garder une taille comme clé jusqu’au tri numérique puis retirer la colonne évite un tri sur les seuls noms; la composition ne prouve aucune exécution.

Variantes : Les hypothèses fixent le problème. Une reformulation équivalente suit la rubrique pour les réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les traces observées ne fixent pas l’ordre général.

Le temps idéal est 15+85/8=25,625 s. 100/25,625=160/41≈3,90243902, donc 3,90. Doubler quatre vers huit unités ne double pas l’accélération : la fraction séquentielle reste 15 s.

Variantes : Point ou virgule décimale; arrondi à deux décimales, tolérance absolue 0,005. Fraction et unités restent celles annoncées; aucun calcul de code saisi.

La partie parallèle tend vers zéro mais les 15 % séquentiels persistent. La limite est 1/0,15=20/3≈6,66666667, soit 6,67. Les coûts de création, synchronisation, déséquilibre, caches et mémoire peuvent encore réduire le gain réel.

Variantes : Point ou virgule décimale; arrondi à deux décimales, tolérance absolue 0,005. Fraction et unités restent celles annoncées; aucun calcul de code saisi.

Les threads disposent déjà de mémoire commune, mais leurs accès doivent préserver les invariants. Un canal de communication ne transforme pas automatiquement une séquence lire–modifier–écrire en opération atomique. Les processus peuvent également communiquer par mémoire partagée explicite ou tube.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

Les deux calculs utilisent la même ancienne valeur 0; la seconde écriture de 1 remplace la première. Le compteur vaut 1 dans cette trace. Une exécution sérielle du modèle donnerait 2. Ces résultats illustratifs ne bornent pas une data race C, dont le comportement peut être indéfini.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

Exclusion mutuelle, progression, attente bornée et indépendance temporelle sont des exigences distinctes. Un algorithme peut exclure les doubles entrées tout en affamant un participant. Désactiver les interruptions locales ne suspend pas les autres cœurs et ne fournit pas une primitive générale en espace utilisateur.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

La trace test A → test B → prise B → entrée B → prise A → entrée A laisse deux participants en section critique. Chacun a correctement observé un ancien état libre; le problème est la séparation du test et de la prise. La réponse rédigée reste autoévaluée, sans score automatique de correction.

• A lit 0 et franchit le test, puis est interrompu avant son affectation.
• B lit 0, écrit 1 et entre sans encore sortir.
• A reprend, écrit 1 et entre alors que B est encore en section critique.
• Le test et la prise doivent former une primitive atomique, ou employer un protocole prouvé; volatile ou sleep ne ferme pas cette fenêtre.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

Pour p=0, waiting==0 est faux, donc P0 franchit la boucle. Pour p=1, les deux termes sont vrais et P1 attend. Lorsque P0 sort et met critical[0]=0, P1 peut avancer. Ce modèle n’autorise pas une transcription C avec des objets ordinaires en course; atomiques et ordre mémoire doivent être corrects.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

Attente active et état bloqué diffèrent. Un mutex peut combiner une courte phase de spin et le blocage selon son implantation. Une E/S longue rend la rotation coûteuse; si le détenteur ne peut pas être ordonnancé, tourner ne l’aide pas à libérer. Le choix dépend des durées, cœurs et politiques réels.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

Test-and-set protège la prise du verrou mais ne donne pas une politique d’admission équitable. Sous les hypothèses de priorité annoncées, H peut priver L de CPU et prolonger son propre retard. Un protocole d’héritage peut élever L; cette garantie doit être fournie par la primitive et sa configuration, pas supposée.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

La faute est la fenêtre entre test et sommeil. Un sémaphore garde la permission si le post précède le wait. Une condition s’appuie sur un prédicat persistant sous mutex et une libération/blocage atomique; son signal isolé ne garde pas de jeton. Les deux solutions ne rendent pas les garanties des primitives identiques.

• C constate 0 puis est interrompu avant sleep; P produit, count devient 1, et le réveil sans dormeur est perdu.
• C reprend et dort malgré un élément présent; aucun délai fixe ne garantit la correction.
• Un sémaphore full initialisé à 0 mémorise le post; le wait ultérieur consomme la permission.
• Une condition avec prédicat protégé par le même mutex utilise wait atomique et reteste dans while; la condition seule ne mémorise pas les signaux.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

Un sémaphore n’attribue pas la propriété d’un mutex : un autre thread peut effectuer post. POSIX sem_t reste un compteur; initialiser à 1 ne le borne pas magiquement à 1. L’usage binaire dépend du protocole qui évite les post excédentaires. Un mutex acquis doit être libéré par son propriétaire selon son contrat.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

Wait libère atomiquement le mutex et attend, puis le réacquiert avant de retourner. Le retour n’affirme pas la vérité du prédicat. Un signal ne réserve pas la ressource et n’est pas mémorisé sans attenteur. Le prédicat se lit et se modifie sous le même mutex; la boucle le vérifie à nouveau.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

La barrière attend les trois arrivées et sépare les phases avec synchronisation mémoire. PTHREAD_BARRIER_SERIAL_THREAD est retourné à un participant non spécifié; les autres reçoivent zéro. Elle ne sérialise pas les opérations de la phase B. Un mauvais compte ou un participant absent peut empêcher le rendez-vous.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

Le choix part de la garantie : stock de permissions, exclusion avec propriétaire, prédicat partagé ou rendez-vous collectif. Attente active et blocage sont des stratégies d’attente; une courte rotation peut exister sous un mutex. Une primitive ne prouve pas à elle seule l’équité ni la terminaison du programme. Réponse autoévaluée.

• Sémaphore de comptage initialisé à 3, avec une permission rendue pour chaque acquisition, représente les connexions.
• Mutex pour la région qui préserve un invariant et respecte la propriété acquisition/libération.
• Variable de condition + même mutex + prédicat !file_vide testé dans while; le signal n’est pas un jeton.
• Barrière de compte exact pour la frontière collective; elle n’assure ni exclusion de phase ni équité FIFO universelle.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

La chaîne doit rester cohérente : table et numéro de l’ABI, prototype/implantation, objet lié, paquets installés, noyau personnalisé démarré puis test syscall. uname -r identifie le noyau actif. Les commandes sont liées à la VM/version historique; le noyau générique reste une possibilité de retour. Aucune manipulation personnelle n’est certifiée.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

C conserve la structure verrouillée pendant qu’il attend l’élément que P ne peut pas insérer : les deux attendent. Le bon ordre est permission de ressource puis mutex; après modification, libérer mutex et poster la ressource opposée. Pour N=2 : empty=2, full=0, mutex=1 initialement. À repos après une insertion : empty=1, full=1, mutex=1; après retrait : 2/0/1.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

Un appel échoué ne se traite pas uniformément : sem_wait peut être interrompu avec EINTR; pthread_mutex_lock robuste peut acquérir en signalant EOWNERDEAD, puis l’état doit être réparé et déclaré cohérent. Réinitialiser un sémaphore actif ou détruire une primitive encore utilisée n’est pas un nettoyage valide. Lire sem_getvalue n’assure pas une acquisition.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

Une observation ne prouve pas un invariant. La borne pédagogique n’est pas un contrat du langage C en présence de data race. Les jointures attendent les terminaisons mais n’excluent pas les accès concurrents qui les précèdent. Il faut une synchronisation des mises à jour ou des atomiques adaptées.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

Post laisse une permission lorsque personne n’attend. Le wait ultérieur peut la consommer, sans perdre l’événement; si C arrivait plus tôt il attendrait ce post. C’est un ordre entre événements, pas une exclusion générale de toutes les opérations. Une condition signalée seule ne mémoriserait pas cette permission.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

Signal rend un attenteur éligible mais ne garantit pas qu’il réacquerra avant un autre consommateur. Après C2, count vaut 0; C1 reteste sous mutex et wait libère atomiquement ce mutex pour attendre. if sauterait ce retest et pourrait retirer d’une file vide. La sûreté n’implique pas une attente bornée sans hypothèses de progression.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

Le post conserve une autorisation jusqu’au wait. S2 suit S1 même si P2 commence plus tard. Cela ne rend pas leur exécution immédiatement consécutive et ne crée pas un mutex avec propriétaire.

Variantes : Une seule réponse attendue selon les hypothèses énoncées.

wait libère le mutex et attend atomiquement, puis le réacquiert avant de retourner. Le prédicat doit être retesté dans while : réveils spontanés ou ressource déjà reprise sont possibles. Un signal sans attenteur n’est pas un jeton conservé.

Variantes : Sélectionner exactement les deux garanties; aucun crédit partiel.

P1 0–1, P2 1–5, P4 5–10, P1 10–17, P3 17–26. F=(17,5,26,10), T=F−A=(17,4,24,7), W=T−B=(9,0,15,2). Somme W=26; moyenne=26/4=6,5. P1 a R=0 mais W=9.

Variantes : 6,5 ou 6.5; valeurs à ±0,001 de 6,5 acceptées. Aucun autre ordre SRT avec ces données.

P1 utilise 0–4. P2 termine après seulement trois unités, donc 4–7. P3 commence à 7 : son temps de première réponse vaut aussi 7 puisque A3=0. P2 ne garde pas une quatrième unité inutile. P3 finit à 18; 18 est sa fin, pas sa première réponse.

Variantes : 7, 7.0 ou 7,0; valeur exacte. Aucune arrivée simultanée à une expiration à départager.

La notification initiale n’oblige pas le consommateur à agir avant une nouvelle acquisition par le producteur. Le prédicat durable et la boucle sous mutex assurent la correction. La trace est possible; elle ne représente pas l’unique entrelacement.

• Le producteur constate buf=1 sous mutex et attend dans while sur condp.
• wait libère et attend atomiquement; le consommateur peut retirer 1, remettre buf=0 et signaler.
• Le producteur doit être réordonnancé, réacquérir le mutex et retester avant d’écrire 2.
• Le signal n’impose ni transfert immédiat de CPU/mutex ni mémorisation en l’absence d’attenteur.

Variantes : Toute formulation préservant les quatre garanties de la rubrique est recevable. D’autres entrelacements valides existent hors de cette trace imposée; aucune durée n’est exigée.

Le fils a sa copie à 20. Le père conserve 5 dans son espace d’adressage. wait impose une dépendance de fin sans fusionner les variables ordinaires.

Variantes : Une seule réponse attendue selon les hypothèses énoncées.

Les joins attendent les fins, ils ne rendent pas les mises à jour atomiques. Le spinlock seulement déclaré n’est pas utilisé. La course sur les accès ordinaires en C interdit de promettre zéro ou même un intervalle numérique universel; une trace pédagogique ne fournit pas une garantie du langage.

Variantes : Une seule réponse attendue selon les hypothèses énoncées.

T2 peut finir pendant que le principal attend T1; join(T2) trouvera alors un thread déjà terminé. T1 peut aussi finir en premier. L’ordre de création ne fixe ni l’ordre des fins ni celui des messages des travailleurs.

• Les deux ordres de fin T1→T2 et T2→T1 sont possibles.
• Les créations suivent leur ordre dans le principal, mais les travailleurs peuvent progresser concurremment.
• join(T1) retarde le principal, pas T2; l’affichage suivant les deux joins attend les deux fins.

Variantes : Accepter les deux ordres de fin, avec une justification des dépendances. Aucune durée ni ordre unique des instructions intermédiaires n’est demandé.

Somme des poids=1822. PB reçoit 15×526/1822=4,330406… ms, soit 4,33 ms. La valeur 4,34 de la diapositive est corrigée dans le maître. Nice n’est pas un poids. Ce calcul idéal n’impose pas une séquence réelle du noyau.

Variantes : 4,33 ou 4.33 ms; tolérance absolue ±0,005 ms, accepte également la valeur non arrondie. 4,34 est incorrect.

Aucun B ne commence avant les trois arrivées à la barrière après A. Les accès dans A et B peuvent toujours se concurrencer : une barrière n’est pas un mutex. Un participant manquant peut bloquer les autres.

Variantes : Une seule réponse attendue selon les hypothèses énoncées.

L’ordonnanceur choisit parmi les prêts. La tâche bloquée ne redevient candidate qu’après le réveil approprié; l’âge ne remplace pas l’état.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

Fin et blocage libèrent le CPU; l’horloge permet une reprise de contrôle et la préemption prévue par la politique. Une tâche seulement bloquée ne devient pas prête par sa seule existence.

Variantes : Sélectionner exactement les bonnes propositions; aucun crédit partiel.

Le traitement vaut F−A=17−5=12. L’attente vaut T−B=12−5=7. L’instant de fin 17 n’est pas une durée de traitement.

Variantes : Virgule ou point décimal; saisir le nombre seul. Tolérance absolue : 0.

À 0, P1 est le plus court parmi les prêts et part jusqu’à 6. L’arrivée de P4 ne le préempte pas. À 6, P4 devient le plus court prêt et s’exécute de 6 à 9.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

Une arrivée ne suffit pas à justifier une préemption : son reste doit être strictement inférieur. À 3, P2 n’a aucun avantage de reste sur P3. À 5, P1 avec 5 passe devant les 7 restantes de P5.

• Trace : P5 0–1, P4 1–2, P3 2–4, P2 4–5, P1 5–10, P5 10–17.
• À 3, P3 et P2 ont tous deux un reste de 1 : conserver P3 à égalité.
• Fins dans l’ordre P1..P5 : (10,5,4,2,17).

Variantes : Formulations et décisions équivalentes acceptables si justifiées par les critères; comparer soi-même au corrigé, sans note automatique sur le texte.

P5 0–2, P4 2–3, P3 3–5, P5 5–7, P2 7–8. P2 arrive à 3 et reçoit son unique unité à 7 : W=8−3−1=4. La frontière t=2 place P3 avant P5.

Variantes : Virgule ou point décimal; saisir le nombre seul. Tolérance absolue : 0.

Les sommes sont identiques, mais réparties différemment entre les personnes servies. La priorité peut repousser la courte tâche P2; RR lui procure un passage plus tôt. Comparer aussi les valeurs individuelles et l’objectif choisi.

• Non : une moyenne ne détermine pas le vecteur des attentes.
• P2 attend 4 en RR, contre 13 en priorité préemptive.
• Relier la différence à la rotation de file et au faible niveau de priorité de P2.

Variantes : Formulations et décisions équivalentes acceptables si justifiées par les critères; comparer soi-même au corrigé, sans note automatique sur le texte.

Les fins A/B/C/D/E sont 45/35/13/26/42. Toutes les arrivées valent 0; T=F. La somme est 161 et 161/5=32,2. Les tours raccourcissent lorsque C, puis D, B et E terminent.

Variantes : Virgule ou point décimal; saisir le nombre seul. Tolérance absolue : 0.01.

Chaque tâche reçoit initialement 1/5 de la puissance. Pour accumuler 2 minutes CPU, C demande 2/(1/5)=10 minutes écoulées. Il finit avant tout autre; cela ne simule pas un RR discret.

Variantes : Virgule ou point décimal; saisir le nombre seul. Tolérance absolue : 0.

C finit à 2, D à 6, B à 12, E à 20 et A à 30. Somme 70, moyenne 14. Le 16 du petit corrigé ne correspond pas à ces données; aucune rectification écrite de l’enseignant n’est prétendue.

Variantes : Virgule ou point décimal; saisir le nombre seul. Tolérance absolue : 0.

La réactivité de la courte rafale peut améliorer le recouvrement CPU/E/S. Mais une commutation consomme du temps. Le choix dépend des critères et de la charge, pas du seul débit d’un calcul.

• Des tranches plus courtes donnent plus vite une occasion de relancer son E/S.
• La tâche bloquée n’utilise pas son quantum pendant l’attente.
• Davantage de commutations réduit la part de CPU utile; aucun quantum universel optimal.

Variantes : Formulations et décisions équivalentes acceptables si justifiées par les critères; comparer soi-même au corrigé, sans note automatique sur le texte.

Le niveau temps réel choisit la priorité. FIFO garde le CPU entre pairs sans rotation par quantum, mais une tâche de niveau supérieur peut l’interrompre. FIFO et RR peuvent partager les mêmes niveaux.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

SP<120 : (140−110)×20=600 ms. La branche à coefficient 5 ne s’applique qu’à SP≥120. Ces réglages sont historiques et ne décrivent pas tous les noyaux actuels.

Variantes : Virgule ou point décimal; saisir le nombre seul. Tolérance absolue : 0.

120+0−5=115. Le plus petit indice interne est le plus prioritaire dans ce modèle. La correction négative augmente donc la priorité effective; elle ne devient pas une priorité temps réel.

Variantes : Virgule ou point décimal; saisir le nombre seul. Tolérance absolue : 0.

Une tranche est maximale. P4 ne réserve pas 100 ms alors qu’il finit en 43. La reprise de P3 dépend de l’épuisement de toute l’active : avec d’autres tâches, elle pourrait être retardée.

• P3 consomme 100 ms, garde 40 et rejoint l’expirée.
• P4 consomme seulement 43 ms et termine; premier passage=143 ms.
• Une fois l’active vide, échange; P3 finit 40 ms plus tard, à 183 ms.

Variantes : Formulations et décisions équivalentes acceptables si justifiées par les critères; comparer soi-même au corrigé, sans note automatique sur le texte.

Yield cède une possibilité d’exécution suivant la politique. Il n’est ni une jointure ni une barrière. Un prédicat protégé et une condition, ou une autre synchronisation adaptée, doivent établir le chargement avant l’analyse.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

Somme=1277+526+215=2018. Part=1277/2018×100≈63,2805 %. Les nice sont −1/3/7 : les indices ne sont pas directement les poids.

Variantes : Virgule ou point décimal; saisir le nombre seul. Tolérance absolue : 0.01.

Somme=1822; tranche=15×526/1822=4,330406… ms, soit 4,33. Le 4,34 de la diapositive ne découle pas de ses nombres; 8,43+4,33+2,24=15.

Variantes : Virgule ou point décimal; saisir le nombre seul. Tolérance absolue : 0.005.

L’ensemble contient 50 tâches; A reçoit 48/50=96 %. Viser 50/50 entre utilisateurs requiert un regroupement et des poids appropriés. Ce n’est pas une conséquence automatique du nombre d’utilisateurs.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

Un CPU vaut 100/8=12,5 % du total; chaque travailleur reçoit 12,5/4=3,125 %. Le résultat est un calcul de modèle, pas une mesure expérimentale effectuée.

Variantes : Virgule ou point décimal; saisir le nombre seul. Tolérance absolue : 0.01.

La préférence ne constitue pas le même contrat que l’ensemble des CPU permis. Pour forcer la compétition de l’expérience, le protocole fixe l’affinité de CPUSTRES à un seul processeur logique.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

Si le tampon est déjà plein, le consommateur voit l’état et consomme sans attendre un signal futur. Le mutex protège le test et la modification; le réveil ne dispense pas de retester.

• La notification de condition n’est pas un jeton conservé.
• Le prédicat buffer plein/vide est durable et protégé par le même mutex.
• Le consommateur teste en while; wait relâche le mutex puis le reprend avant retour.

Variantes : Formulations et décisions équivalentes acceptables si justifiées par les critères; comparer soi-même au corrigé, sans note automatique sur le texte.

Avec une seule pige distincte, il manque la possession d’un verrou pendant l’attente d’un autre pour ce cycle. Avec plusieurs acquisitions, un ordre global croissant empêche cette cause de cycle; usleep n’est pas une synchronisation.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

Les possessions et attentes forment un cycle. Un ordre strict commun rend impossible un retour au verrou de départ par des acquisitions croissantes. Les messages imprimés avant lock ne prouvent pas que lock a réussi.

• T1 acquiert M1, est suspendu; T2 acquiert M2 puis bloque sur M1.
• T1 reprend et bloque sur M2 : chacun attend l’autre.
• Imposer le même ordre global d’acquisition à tous; ne pas prétendre prouver ainsi tous les autres aspects du code.

Variantes : Formulations et décisions équivalentes acceptables si justifiées par les critères; comparer soi-même au corrigé, sans note automatique sur le texte.

Le booléen mémorise l’achèvement; le signal seul ne le mémorise pas. Cond_wait libère le mutex pour laisser avancer T1 et le reprend avant de retester. Main joint avant de détruire les objets.

• Initialiser done=false, un mutex et une condition avant les travailleurs.
• T1 écrit done=true et signale sous mutex, après le chargement.
• T2 attend dans while(!done) avec cond_wait; si done est déjà vrai, aucune attente nécessaire.

Variantes : Formulations et décisions équivalentes acceptables si justifiées par les critères; comparer soi-même au corrigé, sans note automatique sur le texte.

Le résultat a N×P=8×5=40 cellules. M=10 est la longueur du produit scalaire de chaque cellule. Chaque thread doit recevoir des paramètres propres valides pendant son usage; le calcul ne prouve aucune exécution réelle.

Variantes : Virgule ou point décimal; saisir le nombre seul. Tolérance absolue : 0.

Le sujet passe d’une étape à deux fonctions à une version finale avec main, work et change_scheduler. La fonction FIFO intermédiaire ne devient pas une quatrième fonction finale. Les retours et errno doivent provenir des expériences réelles.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

Termine annonce l’absence d’insertion future, pas la disparition du travail déjà stocké. La distinction entre vide temporaire et fin définitive permet de ne perdre ni travail ni consommateurs bloqués.

• Permettre de retirer les trois éléments présents; retourner true pour les retraits réussis.
• Retourner false seulement lorsque fin annoncée ET file vide.
• Réveiller les consommateurs qui attendaient afin qu’ils puissent vérifier la fin.

Variantes : Formulations et décisions équivalentes acceptables si justifiées par les critères; comparer soi-même au corrigé, sans note automatique sur le texte.

L’ordre observé des lignes n’établit pas à lui seul l’ordre des modifications de la file. Il faut instrumenter ou raisonner sur l’événement pertinent plutôt que conclure à partir de l’affichage non atomique.

• Non : le retrait sous protection et son affichage ultérieur sont des événements distincts.
• Un consommateur peut retirer 11 puis être suspendu avant d’imprimer, tandis qu’un autre retire/imprime 12.
• Contrôler l’ordre des retraits et l’intégrité; ne pas ignorer un défaut réellement démontré.

Variantes : Formulations et décisions équivalentes acceptables si justifiées par les critères; comparer soi-même au corrigé, sans note automatique sur le texte.

L’événement attendu demeure possible. Le diagnostic de deadlock exige de montrer une dépendance qui empêche les événements nécessaires, et ne se déduit pas d’une attente ou d’une absence du CPU.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

Chaque ressource indisponible reste détenue par un processus empêché de la libérer. Ce raisonnement décrit cet état, et non tous les entrelacements du programme.

• A conserve ce dont B a besoin, B conserve ce dont A a besoin.
• Les libérations sont après les acquisitions bloquantes et ne peuvent être atteintes.
• Le CPU ne fournit ni le scanner ni le graveur; il faut modifier une dépendance.

Variantes : Autoévaluation avec rubrique; accepter les formulations équivalentes justifiées.

R→A représente une détention. A→R représenterait une demande insatisfaite. Le graphe doit suivre l’état réel après l’opération.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

Il faut suivre l’orientation des arcs et conserver l’hypothèse d’une seule instance. Une simple liste de trois noms ne démontre pas le cycle.

• Allocations R→A,S→B,T→C; attentes A→S,B→T,C→R.
• Cycle dirigé A→S→B→T→C→R→A.
• Chaque détenteur attend le suivant avant de pouvoir libérer; deadlock dans ce modèle à une instance.

Variantes : Autoévaluation avec rubrique; accepter les formulations équivalentes justifiées.

Il existe une progression possible de A produisant l’événement attendu par C. Le cas illustre la différence entre attente et dépendance circulaire.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

L’ordre des acquisitions compte. Les libérations écrites dans le programme ne garantissent rien si elles restent inaccessibles. La correction proposée vise ce cycle précis.

• A obtient M1, puis B obtient M2.
• A bloque sur M2 en gardant M1; B bloque sur M1 en gardant M2.
• Un même ordre strict M1 puis M2 pour les deux empêche ce cycle à deux verrous.
• Les protections locales fonctionnent; leur protocole combiné crée le deadlock.

Variantes : Autoévaluation avec rubrique; accepter les formulations équivalentes justifiées.

Exclusion mutuelle, détention/attente, absence de réquisition et attente circulaire sont les quatre conditions. Une saturation CPU ne figure pas dans cette liste.

Variantes : Choisir toutes et seulement les propositions justes, sans crédit partiel.

L’évitement examine l’allocation envisagée. La détection recherche un problème déjà présent; la prévention empêche une condition nécessaire; l’autruche accepte un risque dans son contexte.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

Une décision de coût peut être rationnelle dans un contexte et inadaptée dans un autre. Le nom de la stratégie ne suffit pas à justifier la décision.

• Fréquence ou probabilité observée et conséquences de la panne.
• Coût de détection/reprise comparé au dommage accepté et au redémarrage.
• Accepter un risque ne prouve pas que le programme est exempt d’interblocage.
• Les exemples sont contextuels et ne fixent aucun seuil universel.

Variantes : Autoévaluation avec rubrique; accepter les formulations équivalentes justifiées.

Un membre d’un cycle possède une sortie vers la suite du cycle. Retirer un nœud sans sortie ne détruit pas de cycle passant par ce nœud; il faut recommencer sur le graphe réduit.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

Les nœuds résiduels ne sont pas tous des membres d’un cycle. Le graphe abstrait utilise la même orientation que l’allocation à une instance par type.

• D est retiré.
• Il reste A,R,B,S,C; chacun a une sortie, donc arrêt sur un graphe non vide.
• Cycle A→R→B→S→A.
• C dépend du cycle par R mais n’est pas lui-même sur ce cycle.

Variantes : Autoévaluation avec rubrique; accepter les formulations équivalentes justifiées.

C a une ligne par processus et une colonne par type. Le nombre total d’instances 8 ne remplace pas m=3.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

La conservation par type donne A=E−ΣC=9−(2+1+4)=2. Les demandes R ne sont pas des détentions à soustraire.

Variantes : Saisir le nombre seul; point ou virgule accepté; tolérance absolue nulle.

Toutes les composantes doivent convenir. Le manque d’un type ne peut être compensé par les quantités d’un autre; l’égalité, lorsqu’elle se présente, est admise.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

Le critère initial porte sur C nul. Ce marquage ne prouve ni exécution en cours ni satisfaction de R. Il exprime le rôle de la ligne dans l’analyse des détenteurs.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

Les ressources temporairement empruntées pour satisfaire R sont prises puis rendues : leur effet net s’annule. Le gain net vient de l’allocation antérieure C, restituée une seule fois.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

R3 est égal à A, donc admissible. A+C3=(2,2,2,0); la troisième composante passe de 0 à 2. La quantité demandée de dérouleurs ne s’ajoute pas au gain net.

Variantes : Saisir le nombre seul; point ou virgule accepté; tolérance absolue nulle.

Le choix successif admissible prouve la possibilité des libérations simulées. Ajouter toutes les allocations sans vérifier les demandes ne serait pas une justification.

• E=A+C1+C2=(1,2), aucune allocation nulle.
• P1 admissible : (0,1)≤(0,1), puis A_sim=(1,1).
• P2 admissible ensuite : (1,0)≤(1,1), puis A_sim=(1,2)=E.
• Tous marqués; aucun deadlock détecté dans cet état. Il fallait réexaminer P2.

Variantes : Autoévaluation avec rubrique; accepter les formulations équivalentes justifiées.

Le total E existe mais il est déjà entièrement détenu. Comparer R à E donnerait une conclusion erronée; c’est A_sim qui détermine l’admissibilité.

• E=(1,1); aucune ligne C n’est nulle.
• R1 et R2 dépassent A dans au moins une composante.
• Aucune terminaison simulée admissible, donc arrêt immédiat.
• P1 et P2 restent non marqués; le détecteur les identifie comme interbloqués dans cet état.

Variantes : Autoévaluation avec rubrique; accepter les formulations équivalentes justifiées.

L’invariant comptable est vrai même dans un état bloqué. Les comparaisons successives établissent que les libérations pourraient avoir lieu.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

Une baisse du CPU utile peut accompagner des attentes, mais elle n’identifie pas une dépendance circulaire. Le seuil est une heuristique de déclenchement.

Variantes : Choisir une seule réponse selon les hypothèses.

L’état pertinent dépasse la position du programme et ses variables internes. Le maître compare ces effets au coût moindre d’une compilation qu’on peut relancer.

• La donnée externe peut déjà conserver le premier incrément.
• Rejouer l’opération peut l’incrémenter une seconde fois.
• Le point de reprise et le traitement des effets externes doivent être cohérents.
• Un rollback ne garantit donc pas à lui seul une reprise applicative correcte.

Variantes : Autoévaluation avec rubrique; accepter les formulations équivalentes justifiées.

La libération technique d’une ressource ne garantit pas l’intégrité du résultat. Le choix dépend des dommages et du coût de reprise acceptables.

• Le retrait peut endommager l’opération ou le support.
• Le rollback exige un état sauvegardé cohérent et le traitement des effets externes.
• L’arrêt doit effectivement libérer une ressource qui casse les dépendances; une simple suspension ne suffit pas.
• Aucune de ces méthodes n’est universelle; distinguer détection et réparation.

Variantes : Autoévaluation avec rubrique; accepter les formulations équivalentes justifiées.