计算机网络中怎样判断是否死锁

Ⅰ 计算机网络中死锁的定义及应用

死锁就是所有的进程都占据了互斥的资源，但是都不释放，导致资源不足都不能完成的等待状态。
比如说两个人都需要两只筷子才能吃饭，但是两根筷子分别在两个人手中，都不放弃，也没有第三根筷子，所以最后都没法吃饭

Ⅱ 计算机运行中死锁的现象

在多道程序系统中，一组进程中的每一个进程均无限期的等待另一组进程所占有的且不会释放的资源，这种现象称为死锁
例如，
进程1，2分别完全占有两种系统资源A和B，它们的进程操作分别如下（从左到右：
1：获得A资源，获得B资源，释放A资源，释放B资源；
2：获得B资源，获得A资源，释放B资源，释放A资源；
从1来看，它要获得B资源才会释放A资源，而获得A资源正是进程2释放B资源的条件，所以两个进程互相等待，进入死锁

Ⅲ 判断是否是死锁

不会
死锁
，因为lock锁定的是不同线程间的操作，而
递归调用
属于同线程的调用。

Ⅳ 怎么解决死锁现象

产生死锁的原因：一是系统提供的资源数量有限，不能满足每个进程的使用；二是多道程序运行时，进程推进顺序不合理。

产生死锁的必要条件是：1、互斥条件；2、不可剥夺条件（不可抢占）；3、部分分配；4、循环等待。

根据产生死锁的四个必要条件，只要使其中之一不能成立，死锁就不会出现。为此，可以采取下列三种预防措施：
1、采用资源静态分配策略，破坏"部分分配"条件；
2、允许进程剥夺使用其他进程占有的资源，从而破坏"不可剥夺"条件；
3、采用资源有序分配法，破坏"环路"条件。

死锁的避免不严格地限制死锁的必要条件的存在，而是系统在系统运行过程中小心地避免死锁的最终发生。最着名的死锁避免算法是银行家算法。死锁避免算法需要很大的系统开销。

解决死锁的另一条途径是死锁检测方法，这种方法对资源的分配不加限制，即允许死锁的发生。但系统定时地运行一个"死锁检测"程序，判断系统是否已发生死锁，若检测到死锁发生则设法加以解除。

解除死锁常常采用下面两种方法：1、资源剥夺法；2、撤消进程法

Ⅳ 计算机死锁是什么意思

死锁就是计算机内访问同一个互斥资源，导致两个或者两个以上进程都得不到这个资源，都处于等待状态。比如说，有两个人一碗面一双筷子，两人都想吃面，但是甲已经拿到了筷子要拿面，而乙拿到了面要拿筷子，两个人人都需要对方的东西，但是双方都不让出来就导致了死锁

Ⅵ 操作系统中的死锁怎么判断

解题思路：设n个进程，每个进程对R类资源最大需求量为w，绝对不会发生死锁的m的值的判断是
M=n*（w-1）+1，凡是题目中m<M的可能会发生死锁，凡是m>=M绝对不会死锁。因此答案是2、4、5。

Ⅶ 计算机操作系统（关于判断死锁的一个题目）

解：不会有发生死锁的可能性。

在本题中，进程p1和p2都使用的资源集合是{a,b}，由于进程p2在申请a之前已经释放了b，不存在占有b并且申请a的情况，所以进程p1和p2之间不满足死锁的四个必要条件，不会产生死锁；

进程p1和p3都使用的资源集合是{e,f,g}，进程p1和p3都是先申请资源e，这两个进程同时申请资源，那么只能有一个进程先获得e，另一个进程将因为得不到e而阻塞，获得e的进程将进一步顺利获得资源f和g，从而运行结束，释放资源e,f和g，唤醒另一个进程运行。可见，进程p1和p3之间不会产生死锁；

进程p2和p3都使用的资源集合是{c,d}，由于进程p2在申请d之前已经释放了c，不存在占有c并且申请d的情况，所以进程p2和p3之间不满足死锁的四个必要条件，不会产生死锁。

综上所述，当P1、P2、P3并发执行时，没有发生死锁的可能性。

Ⅷ 运输层知识要点——谢希仁《计算机网络》

为了在计算机网络中有条不紊地交换数据，就必须遵守一些事先约定好的规则。这些规则明确规定了所 交换数据的格式 以及有关的 同步 问题。

同步的含义：在一定条件下应当发生什么事件，因而含有时序的意思。

网络协议：为进行网络中的数据交换而建立的规则、标准或约定。

网络协议由以下三个要素组成：

   1）语法：即数据与控制信息的结构或格式

   2）语义：即需要发出何种控制信息，完成何种动作以及做出何种反应

   3）同步：即事件实现顺序的详细说明

一、运输层协议的概述

   1.1 进程之间的通信

   1.2 运输层的两个主要协议

   1.3 运输层的端口

二、用户数据报协议UDP

   2.1 UDP概述

   2.2 UDP的首部格式

三、传输控制协议TCP概述

   3.1 TCP的最主要的特点

   3.2 TCP的连接

四、可靠传输的工作原理

   4.1 停止等待协议

   4.2 连续ARQ协议

五、TCP报文段的首部格式

六、TCP可靠传输的实现

   6.1 以字节为单位的滑动窗口

   6.2 超时重传时间的选择

   6.3 选择确认SACK

七、TCP的流量控制

   7.1 利用滑动窗口实现流量控制

   7.2 必须考虑传输效率

八、TCP的拥塞控制

   8.1 拥塞控制的一般原理

   8.2 几种拥塞控制方法

   8.3 随机早期检测RED

九、TCP的运输连接管理

   9.1 TCP的连接建立

   9.2 TCP的连接释放

   9.3 TCP的有限状态机

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1.1 进程之间的通信

1.只有主机的协议栈才有运输层，而网络核心部分中的路由器在转发分组时都只用到了下三层的功能

2.两个主机进行通信就是两个主机中的应用进程互相通信。从运输层的角度看，通信的真正端点并不是主机而是主机中的进程。（IP协议能把分组送到目的主机）

网络层时为主机之间提供逻辑通信，而运输层为应用进程之间提供端到端的逻辑通信。

3.运输层一个重要功能——复用、分用。 （应用进程复用、分用运输层）

1.2 运输层的两个主要协议

1.UDP—User Datagram Protocol 用户数据报协议（无连接）：DNS/RIP/DHCP/SNMP/NFS

TCP—Transmission Control Protocol 传输控制协议（面向连接）：SMTP/TELNET/HTTP/ FTP

1.3 运输层的端口

问题：为了使运行不同操作系统的计算机的应用进程能够互相通信，就必须使用统一的方法（而这种方法必须与特定操作系统无关）对TCP/IP体系的应用进程进行标识。

为什么不用进程号来区分？（第一，不同操作系统的进程标识符不同；第二，用功能来识别，而不是进程，例如邮件服务功能，而不管具体是哪个进程）

解决方案：在运输层使用协议端口号，即端口。软件端口是应用层的各种协议进程与运输实体进行层间交互的一种地址。（端口号只具有本地意义，只是为了标识本计算机应用层中各个进程在和运输层交互时的层间接口。）

端口分为两大类：

1）服务器使用的端口号：熟知端口号或系统端口号（0~1023）；登记端口号（1024~49151）

2）客户端使用的端口号：49152~65535

2.1 UDP概述

1.UDP只在IP的数据报服务至上增加了很少一点功能，就是复用、分用以及差错检测功能

2.特点

   1）无连接

   2）尽最大努力交付

   3）面向报文 （不合并、不拆分、保留这些报文的边界）

   4）UDP没有拥塞控制

   5）UDP支持一对一、一对多、多对一和多对多的交互通信

   6）UDP的首部开销小，只有8字节

应用进程本身可以在不影响应用的实时性的前提下，增加一些提高可靠性的措施，如采用前向纠错或重传已丢失的报文。

2.2 UDP的首部格式

1.traceroute 让发送的UDP用户数据报故意使用一个非法的UDP端口号，接收方丢弃报文，并由ICMP（网络控制报文协议）发送“端口不可达”差错报文给发送方。

2.计算检验和。IP数据报的校验和只检验IP数据报的首部，但UDP的校验和是把首部和数据部分一起都检验。（12字节的首部+真正的首部+数据来进行校验和的计算）

   Q1.为什么计算校验和要加12字节的伪首部

   Q2.计算校验和的原理是什么？

3.1 TCP的最主要的特点

1.面向连接的运输层协议（建立连接、传输数据、释放连接）

2.点对点，每一条TCP连接只能有两个端点

3.可靠交付（无差错、不丢失、不重复、并且按序到达）

4.全双工通信。TCP连接的两端都设有发送缓存和接收缓存。

5.面向字节流。（流指的是流入到进程或从进程流出的字节序列；面向字节流：TCP把应用程序交下来的数据看成是一连串的无结构字节流。 接收方的应用程序必须有能力识别接收到的字节流，把它还原成有意义的应用层数据。 因此TCP可以根据窗口值和当前网络状况调整发送的报文长度。划分短一点，或者积累到足够多再发送出去。）

3.2 TCP的连接

1.TCP把连接作为最基本的抽象。

2.每一条TCP连接有两个端点。TCP连接的端点叫作套接字。

   套接字soket = （IP地址：端口号）

每一条TCP连接唯一地被通信两端的两个端点（即两个套接字）所确定。

   TCP连接 ::= {socket1, socket2}

理想的传输条件有以下两个特点：

   1）传输信道不产生差错

   2）不管发送方以多快的速度发送数据，接收方总是来得及处理收到的数据

实际的网络并不具备，因此：

   1）出现差错时，让发送方重传

   2）接收方来不及处理时，及时告诉发送方适当降低发送数据的速度

4.1 停止等待协议

1.“停止等待”就是没发送完一个分组就停止发送，等待对方的确认，在收到确认后再发送下一个分组。

2.超时重传。在每发完一个分组就设置一个超时计时器，如果在超时计时器之前收到对方的确认，就撤销已设置的超时计时器。如果未收到，就认为刚才的分组丢失，并重传。

3.三种情况：A发送的分组出错、丢失；B发送的确认丢失；B发送的确认迟到

确认丢失：B丢弃重复的分组，向A重传确认

确认迟到：A丢弃重复的确认，B丢弃重复分组，并向A重传确认

4.常称为自动重传请求ARQ，重传时自动进行的（超时即重传）

5.缺点：信道利用率太低

   U=Td/(Td+RTT+Ta)

为了提高传输效率，发送方不使用停止等待协议，而是采用流水线传输。流水线传输就是发送发可连续发送多个分组，不必等每发完一个分组就停顿下来等待对方的确认。（连续ARQ协议和滑动窗口协议）

4.2 连续ARQ协议

1.位于发送窗口内的分组都可连续发送出去，而不需要等待对方的确认。

2.累积确认：接收方不必对收到的分组逐个发送确认，而是在收到几个分组后，对按序到达的最后一个分组发送确认。

3.缺点：Go-back-N （发送前5个分组，第3个分组丢失，后面三个要重传）

1.源端口和目的端口

2.序号。 每个字节都按顺序编号。

3.确认号。 期望收到对方下一个报文段的第一个数据字节的序号。

若确认号=N，则表明：到序号N-1为止的所有数据都已正确收到。

4.数据偏移。 指出TCP报文段的数据起始处距离TCP报文段的起始处有多远（也即TCP报文段首部长度）。由于首部中还有长度不确定的选项字段，因此数据偏移字段是必要的。

5.窗口。窗口字段明确指出了现在允许对方发送的数据量。窗口值是经常在动态变化着。

6.1 以字节为单位的滑动窗口

1.发送缓存用来暂存：

   1）发送应用程序传送给发送方TCP准备发送的数据；

   2）TCP已发送但未收到确认德尔数据

2.接收缓存用来存放：

   1）按序到达的、但尚未被接收应收程序读取的数据；

   2）未按序到达的数据

3.注意三点：

   1）A的发送窗口是根据B的接收窗口设置的，但是在同一时刻，由于网络传输的滞后，A的发送窗口并不总是B的接收窗口一样大

   2）TCP通常对不按序到达的数据是先临时存放在接收窗口中，等到字节流中所缺少的字节收到后，再按序交付上层的应用进程

   3）TCP接收方有累计确认功能（不能过分推迟发送确认，否则会导致发送方不必要的重传）

6.2 超时重传时间的选择

1.超时重传时间设置太短，会引起很多不必要的重传；如果设置太长，使网络的空闲时间增大，降低传输效率。

2.新的RTTs = (1-a)x(旧的RTTs) + ax（新的RTT样本），其中RTT样本的时间为：记录一个报文段发出的时间，以及收到相应的确认时间，时间差就是报文段的往返时间RTT。

3.RTO = RTTs + 4 x RTTd，其中RTO为超时重传时间，RTTd是RTT的偏差的加权平均值。

新的RTTd = (1-b) x （旧的RTTd）+ b x |RTTs - 新的RTT样本|

4.一个问题：发送一个报文段，设定的重传时间到了，还没有收到确认。于是重传报文段。经过一段时间，收到了确认报文段。现在的问题是：如何判定此确认报文段是对先发送的报文段的确认，还是对后来重传的报文段的确认？

1）解决方法1，在计算加权平均值RTTs时，只要报文段重传了，就不采用其往返时间样本。

引入的问题：报文段的时延突然增大的情况

2）解决方法2，报文段每重传一次，就把超时重传时间RTO增大一些（一般是2倍）。当不在发生报文段的重传时，再根据加权平均计算。

6.3 选择确认SACK

SACK文档并没有指明发送发应当怎样响应SACK。因此大多数的实现还是重传所有未被确认的数据块。

7.1 利用滑动窗口实现流量控制

1.流量控制：就是让发送方的发送速率不要太快，要让接收方来得及接收。

2.利用滑动窗口机制可很方便地在TCP连接上实现对发送方的流量控制。发送方的发送窗口不能超过接收方给出的接收窗口的数值。

3.死锁情况：B向A发送了零窗口的报文段后不久，B又有了一些缓存空间，因此B向A发送rwnd = 400.然而该报文段在传送过程中丢失。A一直等待B发送的非零窗口的通知，B也一直等待A发送的数据。（ 窗口通知不超时重传？为什么？ ）

解决方法：TCP为每个连接设有一个持续计时器。只要一方收到对方的零窗口通知，就启动计时器。计时器到期后，发送一个零窗口探测报文段，而对方就在确认这个探测报文段时给出了现在的窗口值。若仍为零，收到报文段的一方重新设置持续计时器。

7.2 必须考虑传输效率

1.应用程序把数据传送到TCP的发送缓存后，剩下的发送任务就由TCP来控制了。

2.三种不同的机制来控制TCP报文段的发送时机：

   1）TCP维持一个变量，它等于最大报文段长度MSS，只要缓存中的存放的数据达到MSS，就组装成一个TCP报文段发送出去

   2）由发送方的应用进程指明要求发送报文段，即TCP支持推送操作

   3）发送方设置一个定时器

3.问题一、若用户只发送一个字节，则非常浪费带宽。

解决方法：若发送应用程序把要发送的数据逐个字节地送到TCP的发送缓存，则发送方就把第一个数据字节先发送出去，把后面到达的数据字节都缓存起来。当发送方收到对第一个数据字符的确认后，再把发送缓存中的所有数据组装成一个报文段发送出去。（采用收到确认就发送+并开始缓存的方式；同时当到达的数据已达到发送窗口大小的一半或已达到报文段的最大长度时，就立即发送一个报文段。）

4.问题二、糊涂窗口综合症。接收缓存已满，应用程序一次只读取一个字节，然后向发送方发送确认。

解决方法：让接收方等待一段时间，使得接收缓存已有足够空间容纳一个最长的报文段，或者等到接收缓存已有一半空闲的空间。则接收方就发出确认报文。

8.1 拥塞控制的一般原理

1.拥塞的定义：对资源的需求 > 可用资源。 在计算机网络中的链路带宽、交换结点中的缓存和处理机等，都是网络中的资源。

2.拥塞解决不能靠解决某一个部分的问题。因为这会将瓶颈转移到其他地方。问题的实质往往是整个系统的各个部分不匹配。只有所有部分都平衡了，问题才会得到解决。

3.拥塞控制与流量控制的比较。

   1）拥塞控制：防止过多的数据注入到网络中，这样可以使网络中的路由器或链路不致过载。

   拥塞控制有个前提：网络能够承受现有的网络负荷

   拥塞控制是一个全局性过程。（发送拥塞时，不知道在某处、什么原因造成的）

   2）流量控制：点对点通信量的控制，是个端到端的问题

   流量控制：抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。

4.寻找拥塞控制的方案无非就是使不等式 “对资源的需求 > 可用资源 ”不再成立的条件。但是必须考虑该措施带来的其他影响。

5.计算机网络是个复杂的系统。从控制理论的角度来看拥塞控制，可以分为开环控制和闭环控制两种方法。

   1）开环控制：设计网络时事先将有关发生拥塞的因素考虑周到，力求网络在工作时不产生拥塞。但一旦系统运行起来，就不再中途改正。

   2）闭环控制：基于反馈环路。

   步骤一、监测网络系统以便检测到拥塞在何时、何处发生；

   步骤二、把拥塞发生的信息传送到可采取行动的地方

   步骤三、调整网络系统的运行以解决出现的问题

8.2 几种拥塞控制方法（只考虑网络拥塞程度，即假设接收方总是有足够大的缓存空间）

1.慢开始和拥塞避免

1）发送方维持一个拥塞窗口。

   拥塞窗口的大小取决于网络的拥塞程度，并且动态地在变化。

   控制拥塞窗口的原则是：只要网络没有出现拥塞，拥塞窗口增大；如果网络出现拥塞，则减小。

2）慢开始的思路：由小到大逐渐增大拥塞窗口数值。每收到一个对新的报文段的确认，把拥塞窗口增加至多一个MSS的数值。（没经过一个传输轮次，拥塞窗口cwnd就加倍）

轮次：把拥塞窗口所允许发送的报文段都连续发送出去，并收到了对已发送的最后一字节的确认。

慢开始的“慢”并不是指cwnd的增长速率慢，而是指TCP开始发送报文段时先设置cwnd=1（一个MSS数值）。

3）慢开始门限ssthresh

   为防止拥塞窗口增长过大，引入一个慢开始门限ssthresh。

   当cwnd < ssthresh时，使用上述的慢开始算法

   当cwnd > ssthresh时，停止使用慢开始算法而改用拥塞避免算法

4）拥塞避免算法

思路：让拥塞窗口cwnd缓慢增大，即没经过一个往返时间RTT就把发送方的拥塞窗口cwnd增加1，而不是加倍。

5）慢开始门限的设置

只要发送方判断网络出现拥塞（没有按时收到确认），就把慢开始门限ssthresh设置为出现拥塞时发送方窗口值的一半，然后把拥塞窗口cwnd重置为1，执行慢开始算法。

6）乘法减小和加法增大

乘法减小：网络出现拥塞时，把慢开始门限ssthresh减半（当前的ssthresh的一半），并执行慢开始算法。

加法增大：执行拥塞避免方法

2.快重传和快恢复

1）快重传（尽快重传未被确认的报文段）

首先，要求接收方每收到一个失序的报文段后就立即发出重复确认。（如接收方收到了M1和M2后都分别发出了确认，但接收方没有收到M3但接着收到了M4。此时接收方立即发送对M2的重复确认。）

其次，发送方只要一连收到三个重复确认，就应当立即重传对方尚未收到的报文段M3.

2）快恢复

要点一、当发送方连续收到三个重复确认，就执行“乘法减小”算法，把慢开始门限ssthresh减半。

要点二、由于发送方认为网络很可能没有发生拥塞（因为收到了连续的重复确认），把cwnd设置为慢开始门限ssthresh减半后的值，然后开始执行拥塞避免算法

慢开始算法只在TCP连接建立时和网络出现超时才使用。

3.发送方的窗口

发送方窗口的上限值 = Min [rwnd, cwnd]

8.3 随机早期检测RED（IP层影响TCP层的拥塞控制）

1.网络层的分组丢弃策略

网络层的策略对TCP拥塞控制影响最大的就是路由器的分组丢弃策略。

如果路由器队列已满，则后续到达的分组将都被丢弃。这就叫做尾部丢弃策略。

2.全局同步

由于TCP复用IP，若发生路由器中的尾部丢弃，就可能会同时影响到很多条TCP连接，结果就使许多TCP连接在同一时间突然都进入到慢开始状态。全局同步使得全网的通信量突然下降了很多，网络恢复正常后，其通信量又突然增大很多。

3.随机早期检测RED

使路由器的队列维持两个参数，即队列长度最小门限THmin和最大门限THmax。当每一个分组到达时，RED就先计算平均队列长度Lav。RED算法是：

1）若平均队列长度小于最小门限THmin，则把新到达的分组放入队列进行排队

2）若平均队列长度超过最大门限THmax，则把新到达的分组丢弃

3）若平均队列长度在最小门限THmin和最大门限THmax之间，则按照某一概率p将新到达的分组丢弃。

随机体现在3），在检测到网络拥塞的早期征兆时（即路由器的平均队列长度超过一定的门限值时），就先以概率p随机丢弃个别的分组，让拥塞控制只在个别的TCP连接上进行，因而避免发生全局性的拥塞控制。

4.平均队列长度Lav和分组丢弃概率p

Lav = (1-d) x (旧的Lav) +d x (当前的队列长度样本)

p = ptemp / (1- count x ptemp)

ptemp = pmax x (Lav - THmin) / (THmax - THmin)

TCP时面向连接的协议。

运输连接就有三个阶段：连接建立、数据传送和连接释放

运输连接的管理：使运输连接的建立和释放都能正常地进行。

在TCP连接建立过程中要解决以下三个问题：

   1）要使每一方能够确知对方的存在

   2）要允许双方协商一些参数（如最大窗口值、是否使用窗口扩大选项和时间戳等等）

   3）能够对运输实体资源（如缓存大小、连接表中的项目等）进行分配

9.1 TCP的连接建立

1.TCP规定，SYN=1报文段不能携带数据，但消耗一个序号

2.TCP规定，ACK=1报文段可以携带数据，如果不携带数据则不消耗序号

3.为什么A还要发送一次确认？为了防止已失效的连接请求报文突然又传送到B，因而产生错误。

“已失效的连接请求报文段”

A发出第一个连接请求报文段，在网络中滞留超时，又发出了第二个连接请求。但B收到第一个延迟的失效的连接请求报文段后，就误认为是A又发出了一次新的连接请求。于是就向A发出确认报文段，同意建立连接。假定不采用三次握手，那么只要B发出确认，新的连接就建立。此时A不会理睬B的确认，也不会发数据，但B一直等A发送数据，B的许多资源就浪费了。

采用三次握手，A不会向B发送确认，因此B就知道A并没有要求建立确认。

9.2 TCP的连接释放

1.TCP规定，FIN报文段基石不携带数据，也消耗一个序号

2.第二次握手后，TCP通知高层应用程序，因而从A到B这个方向的连接就释放，TCP连接处于半关闭状态

3.为什么A在TIME-WAIT状态必须等待2MSL的时间

  1）为了保证A发送的最后一个ACK报文段能够到达B。因为ACK可能丢失，此时B可能会超时重传，然后A重传确认，并重新启动2MSL计时器

  2）防止“已失效的连接请求报文段”出现在本连接中。可以使本连接持续时间内所产生的所有报文段都从网络中消失。

9.3 TCP的有限状态机

Ⅸ 计算机网络故障判断与排查分析

计算机网络故障判断与排查分析

要想搞好网络的运转管理和故障诊断工作，就必须提高故障诊断水平，认真学习有关网络技术理论，清楚网络的结构设计，熟悉常用的诊断工具，准确的描述故障现象。以下是我分享的计算机网络故障判断与排查分析论文，欢迎阅读借鉴。

摘要： 计算机网络故障诊断是从事计算机网络管理的一项重要技术工作，解决网络故障，可以发挥网络的最大作用。本文主要介绍了计算机网络故障判断步骤以及几种故障排除策略。

关键词： 计算机;故障;网络;排除策略

一、前言

随着计算机网络的发展，网络之间的连接越来越复杂，计算机网络发生故障是不可避开的。网络故障诊断的目的就是为了确定网络故障的部位，使网络恢复正常运转。

二、计算机网络故障判断步骤

(1)首先要检查网卡是否正常。每块网卡都带有LED指示灯，位置一般在主机箱的背面，绿灯表示连接正常，有的绿灯和红灯都要亮，红灯表示连接故障，不亮表示无连接或线路不通。根据数据流量的大小，指示灯会时快时慢的闪烁。正常情况下，在不传送数据时，网卡的指示灯闪烁较慢，传送数据时，闪烁较快。

(2)连接计算机与其他网络设备的跳线、网线是否畅通。网络连线的故障通常包括网络线内部断裂、双绞线、RJ-45水晶头接触不良，可用测线器检测。还要检查两边的RJ-45头是否插好，以及信息插座是否有故障。

三、计算机网络连通性故障排除策略

(1)确认连通性故障

当出现一种网络应用故障时，如无法接入Internet，首先尝试使用其他网络应用，如查找网络中的其他电脑，或使用局域网中的Web浏览等。如果其他网络应用可正常使用，如无法接入Internet，却能够在“网上邻居”中找到其他电脑，或可ping到其他电脑，即可排除连通性故障理由。如果其他网络应用均无法实现，继续下面操作。

(2)看LED灯判断网卡的故障

首先查看网卡的指示灯是否正常。正常情况下，在不传送数据时，网卡的指示灯闪烁较慢，传送数据时，闪烁较快。无论是不亮，还是长亮不灭，都表明有故障存在。如果网卡的指示灯不正常，需关掉电脑更换网卡。对于Hub的指示灯，凡是插有网线的'端口，指示灯都亮。由于是Hub，所以，指示灯的作用只能指示该端口是否连接有终端设备，不能显示通信状态。

(3)判断是否是Hub和双绞线的理由

如果确定网卡和协议都正确的情况下，还是网络不通，可初步断定是Hub和双绞线的理由。为了进一步进行确认，可再换一台电脑用同样的策略进行判断。如果其他电脑与本机连接正常，则故障一定是先前的那台电脑和Hub的接口上。

如果确定Hub有故障，应首先检查Hub的指示灯是否正常，如果先前那台电脑与Hub连接的接口灯不亮说明该Hub的接口有故障(Hub的指示灯表明插有网线的端口，指示灯亮，指示灯不能显示通信状态)。

通过上面的故障压缩，我们就可以判断故障出在网卡、双绞线或Hub上。

四、计算机协议故障排除策略

(1)协议故障的表现

协议故障通常表现为以下几种情况：

①电脑无法登录到服务器。

②电脑在“网上邻居”中既看不到自己，也无法在网络中访问其他电脑。

③电脑在“网上邻居”中能看到自己和其他成员，但无法访问其他电脑。

④电脑无法通过局域网接入Internet。

(2)故障理由分析

协议故障理由通常有以下二种情况：

①协议未安装：实现局域网通信，需安装NetBEUI协议。

②协议配置不正确：TCP/IP协议涉及到的基本参数有四个，包括IP地址、子网掩码、DNS、网关，任何一个设置错误，都会导致故障发生。

(3)排除步骤

当电脑出现以上协议故障现象时，应当按照以下步骤进行故障的定位：

①检查电脑是否安装TCP/IP和NetBEUI协议，如果没有，倡议安装这两个协议，并把TCP/IP参数配置好，然后重新启动电脑。

②使用ping命令，测试与其他电脑的连接情况。

③在“制约面板”的“网络”属性中，单击“文件及打印共享”按钮，在弹出的“文件及打印共享”对话框中检查一下，看看是否选中了“允许其他用户访问我的文件”和“允许其他电脑使用我的打印机”复选框，或者其中的一个。如果没有，全部选中或选中一个。否则将无法使用共享文件夹。

④系统重新启动后，双击“网上邻居”，将显示网络中的其他电脑和共享资源。

五、计算机配置故障排除策略

(1)配置故障表现及分析

配置故障更多的时候是表现在不能实现网络所提供的各种服务上，如不能访问某一台电脑等。因此，在修改配置前，必须做好原有配置的记录，并最好进行备份。配置故障通常表现为以下几种：①电脑只能与某些电脑而不是全部电脑进行通信;②电脑无法访问任何其他设备。

(2)配置故障排错步骤

首先检查发生故障电脑的相关配置。如果发现错误，修改后，再测试相应的网络服务能否实现。如果没有发现错误，或相应的网络服务不能实现，我们就需要测试系统内的其他电脑是否有类似的故障，如果有同样的故障，说明理由出在网络设备上，如Hub。反之，检查被访问电脑对该访问电脑所提供的服务作认真的检查。

六、结束语

要想搞好网络的运转管理和故障诊断工作，就必须提高故障诊断水平，认真学习有关网络技术理论，清楚网络的结构设计，熟悉常用的诊断工具，准确的描述故障现象。

参考文献

[1]肖文军.浅析计算机网络故障分析及维护[J].电脑知识与技术，2009(18).

[2]蓝峰.浅谈计算机网络常见故障处理及维护策略[J].硅谷，2009(03).

Ⅹ 死锁的排除方法

1、撤消陷于死锁的全部进程；
2、逐个撤消陷于死锁的进程，直到死锁不存在；
3、从陷于死锁的进程中逐个强迫放弃所占用的资源，直至死锁消失。
4、从另外一些进程那里强行剥夺足够数量的资源分配给死锁进程，以解除死锁状态
计算机网络的死锁
死锁是网络中最容易发生的故障之一，即使在网络负荷不很重时也会发生。死锁发生时，一组节点由于没有空闲缓冲区而无法接收和转发分组，节点之间相互等待，既不能接收分组也不能转发分组，并一直保持这一僵局，严重时甚至导致整个网络的瘫痪。此时，只能靠人工干预来重新启动网络，解除死锁。但重新启动后并未消除引起死锁的隐患，所以可能再次发生死锁。死锁是由于控制技术方面的某些缺陷所引起的，起因通常难以捉摸、难以发现，即使发现，也常常不能立即修复。因此，在各层协议中都必须考虑如何避免死锁的问题。
存储转发死锁及其防止
最常见的死锁是发生在两个节点之间的直接存储转发死锁。例如，A节点的所有缓冲区装满了等待输出到B节点的分组，而B节点的所有缓冲区也全部装满了等待输出到A节点的分组；此时，A节点不能从B节点接收分组，B节点也不能从A节点接收分组，从而造成两节点间的死锁。这种情况也可能发生在一组节点之间，例如，A节点企图向B节点发送分组、B节点企图向C节点发送分组、而C节点又企图向A节点发送分组，但此时每个节点都无空闲缓冲区用于接收分组，这种情形称做间接存储转发死锁。当一个节点处于死锁状态时，所有与之相连的链路将被完全拥塞。
一种防止存储转发死锁的方法是，每个节点设置M+1个缓冲区，并以0到M编号。M为通信子网的直径，即从任一源节点到任一目的节点间的最大链路段数。每个源节点仅当其0号缓冲区空时才能接收源端系统来的分组，而此分组仅能转发给1号缓冲区空闲的相邻节点，再由该节点将分组转发给它的2号缓冲区空闲的相邻节点……最后，该分组或者顺利到达目的节点并被递交给目的端系统，或者到了某个节点编号为M的缓冲区中再也转发不下去，此时一定发生了循环,应该将该分组丢弃。由于每个分组都是按照编号递增规则分配缓冲区，所以节点之间不会相互等待空闲缓冲区而发生死锁现象。这种方法的不足之处在于，当某节点虽然有空闲缓冲区，但正巧没有所需要的特定编号的缓冲区时，分组仍要等待，从而造成了缓冲区和链路的浪费。
另一种防止存储转发死锁的方法是，使每个分组上都携带一个全局性的惟一的时间戳,每个节点要为每条输入链路保留一个特殊的接收缓冲区，而其它缓冲区均可用于存放中转分组。在每条输出链路的队列上分组按时间戳顺序排队。例如，节点A要将分组送到节点B，若B节点没有空闲缓冲区，但正巧有要送到A节点的分组，此时A、B节点可通过特殊的接收缓冲区交换分组；若B节点既没有空闲缓冲区，也没有要送往A节点的分组，B节点只好强行将一个出路方向大致与A节点方向相同的分组与A节点互相交换分组，但此时A节点中的分组必须比B节点中的分组具有更早的时间戳，这样才能保证子网中某个最早的分组不受阻挡地转发到目的地。由此可见，每个分组最终总会成为最早的分组，并总能被一步一步地发送到目的节点，从而避免了死锁现象的发生。
重装死锁及其防止
死锁中比较严重的情况是重装死锁。假设发给一个端系统的报文很长，被源节点拆成若干个分组发送，目的节点要将所有具有相同编号的分组重新装配成报文递交给目的端系统，若目的节点用于重装报文的缓冲区空间有限，而且它无法知道正在接收的报文究竟被拆成多少个分组，此时，就可能发生严重的问题：为了接收更多的分组，该目的节点用完了它的缓冲空间，但它又不能将尚未拼装完整的报文递送给目的端系统，而邻节点仍在不断地向它传送分组，但它却无法接收。这样，经过多次尝试后，邻节点就会绕道从其它途径再向该目的节点传送分组，但该目的节点已被死锁，其周边区域也由此发生了拥塞。