嵌入式Linux驅(qū)動(dòng)模板精講與項(xiàng)目實(shí)踐 練習(xí)題及解答

附錄練習(xí)題及解答一、編程類：1.寫一個(gè)“標(biāo)準(zhǔn)”宏MIN,這個(gè)宏輸入兩個(gè)參數(shù)并返回較小的一個(gè)。#defineMIN(A,B)((A)<=(B)?(A):(B))這個(gè)測(cè)試是為下面的目的而設(shè)的：(1)標(biāo)識(shí)#define在宏中應(yīng)用的基本知識(shí)。這是很重要的，因?yàn)橹钡角度?inline)操作符變?yōu)闃?biāo)準(zhǔn)C的一部分，宏是方便產(chǎn)生嵌入代碼的唯一方法，對(duì)于嵌入式系統(tǒng)來(lái)說(shuō)，為了能達(dá)到要求的性能，嵌入代碼經(jīng)常是必須的方法。(2)三重條件操作符的知識(shí)。這個(gè)操作符存在C語(yǔ)言中的原因是它使得編譯器能產(chǎn)生比if-then-else更優(yōu)化的代碼。(3)懂得在宏中小心地把參數(shù)用括號(hào)括起來(lái).預(yù)處理器標(biāo)識(shí)#eiror的目的是什么?#error是C/C++語(yǔ)言預(yù)處理命令之一，當(dāng)預(yù)處理器預(yù)處理到#error命令時(shí)，將停止編譯并輸出用戶自定義的錯(cuò)誤消息。其中如果是C語(yǔ)言編輯器則執(zhí)行#error命令，如果是C++命令則跳過(guò)該命令。用來(lái)主動(dòng)的檢測(cè)不合規(guī)范的情況并提示報(bào)錯(cuò)。terror停止編譯并顯示錯(cuò)誤信息例如，使用C編譯器：ttifndef_cplusplusterrorttendifttinclude<stdio.h>intmain(){printf("Hello,World!〃)；return0;).內(nèi)核有很多do……while(O)；有何作用？do……while(O)用于避免在C中宏定義被展開時(shí)導(dǎo)致出錯(cuò)的問(wèn)題。例如：ttdefineexch(x,y){inttmp;tmp=x;x=y;y=tmp;}if(x>y)Exch(x,y);elsedo_something();展開：if(x>y){在Linux機(jī)器上，CPU要么處于受信任的內(nèi)核模式，要么處于受限制的用戶模式。除了內(nèi)核本身處于內(nèi)核模式以外，所有的用戶進(jìn)程都運(yùn)行在用戶模式之中。內(nèi)核模式的代碼可以無(wú)限制地訪問(wèn)所有處理器指令集以及全部?jī)?nèi)存和10空間。如果用戶模式的進(jìn)程要享有此特權(quán)，它必須通過(guò)系統(tǒng)調(diào)用向設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序或其他內(nèi)核模式的代碼發(fā)出請(qǐng)求。另外，用戶模式的代碼允許發(fā)生缺頁(yè)，而內(nèi)核模式的代碼則不允許。在2.4和更早的內(nèi)核中，僅僅用戶模式的進(jìn)程可以被上下文切換出局，由其他進(jìn)程搶占。除非發(fā)生以下兩種情況，否則內(nèi)核模式代碼可以一直獨(dú)占CPU：⑴它自愿放棄CPU；(2)發(fā)生中斷或異常。2.6內(nèi)核引入了內(nèi)核搶占，大多數(shù)內(nèi)核模式的代碼也可以被搶占。15.怎樣申請(qǐng)大塊內(nèi)核內(nèi)存？在Linux內(nèi)核環(huán)境下，申請(qǐng)大塊內(nèi)存的成功率隨著系統(tǒng)運(yùn)行時(shí)間的增加而減少，雖然可以通過(guò)vmalloc系列調(diào)用申請(qǐng)物理不連續(xù)但虛擬地址連續(xù)的內(nèi)存，但畢竟其使用效率不高且在32位系統(tǒng)上vmalloc的內(nèi)存地址空間有限。所以，一般的建議是在系統(tǒng)啟動(dòng)階段申請(qǐng)大塊內(nèi)存，但是其成功的概率也只是比較高而已，而不是100虬如果程序真的比較在意這個(gè)申請(qǐng)的成功與否，只能退用“啟動(dòng)內(nèi)存"(BootMemoi^y)。下面就是申請(qǐng)并導(dǎo)出啟動(dòng)內(nèi)存的一段示例代碼：void*xbootmeni=NULL;EXPORT_SYMBOL(x_bootmem);unsignedlongx_bootmeni_size=0;EXPORTSYMBOL(xbootmemsize);staticint_initx_bootmem_setup(char*str)(x_bootmem_size=memparse(str,&str);x_bootmem=alloc_bootmem(x_bootmem_size);printk(''Reserved%lubytesfrom%pforx\n〃，x_bootmem_size,x_bootmem);return1;)_setup('x-bootmem=〃，x_bootmem_setup);可見其應(yīng)用還是比較簡(jiǎn)單的，不過(guò)利弊總是共生的，它不可避免也有其自身的限制：內(nèi)存申請(qǐng)代碼只能連接進(jìn)內(nèi)核，不能在模塊中使用。被申請(qǐng)的內(nèi)存不會(huì)被頁(yè)分配器和slab分配器所使用和統(tǒng)計(jì)，也就是說(shuō)它處于系統(tǒng)的可見內(nèi)存之外，即使在將來(lái)的某個(gè)地方你釋放了它。一般用戶只會(huì)申請(qǐng)一大塊內(nèi)存，如果需要在其上實(shí)現(xiàn)復(fù)雜的內(nèi)存管理則需耍自己實(shí)現(xiàn)。在不允許內(nèi)存分配失敗的場(chǎng)合，通過(guò)啟動(dòng)內(nèi)存預(yù)留內(nèi)存空間將是我們唯一的選擇。五、驅(qū)動(dòng)類:.驅(qū)動(dòng)中異步通知是基于信號(hào)實(shí)現(xiàn)的。.misc類型主設(shè)備號(hào)是10；input類型的主設(shè)備號(hào)是13o.輸入子系統(tǒng)是由輸入子系統(tǒng)設(shè)備驅(qū)動(dòng)層、輸入子系統(tǒng)核心層和輸入子系統(tǒng)事件處理層組成。.觸摸屏驅(qū)動(dòng)中兩個(gè)重要的中斷是按下,彈起中斷和AD轉(zhuǎn)換完畢之后產(chǎn)生的中斷。.簡(jiǎn)述字符設(shè)備與塊設(shè)備的區(qū)別：參考答案：(1)塊設(shè)備只能以塊為單位接受輸入和返回輸出，而字符設(shè)備則以字節(jié)為單位。大多數(shù)設(shè)備是字符設(shè)備，因?yàn)樗鼈儾恍枰彌_而且不以固定塊大小進(jìn)行操作。(2)塊設(shè)備對(duì)于10請(qǐng)求有對(duì)應(yīng)的緩沖區(qū)，因此它們可以選擇以什么順序進(jìn)行響應(yīng)，字符設(shè)備無(wú)需緩沖且被直接讀寫。對(duì)于存儲(chǔ)設(shè)備而言調(diào)整讀寫的順序作用巨大，因?yàn)樵谧x寫連續(xù)的扇區(qū)比分離的扇區(qū)更快。(3)字符設(shè)備只能被順序讀寫，而塊設(shè)備可以隨機(jī)訪問(wèn)。雖然塊設(shè)備可隨機(jī)訪問(wèn)，但是對(duì)于磁盤這類機(jī)械設(shè)備而言，順序地組織塊設(shè)備的訪問(wèn)可以提高性能。注意，對(duì)SD卡、RAMDISK等塊設(shè)備而言，不存在機(jī)械上的原因，進(jìn)行這樣的調(diào)整沒(méi)有必要。(4)塊設(shè)備不同與字符設(shè)備的一個(gè)明顯特征就是：塊設(shè)備可以被掛載到文件系統(tǒng)上。Mount-tvfat/dev/hda6/mnt/hda.6將一個(gè)硬盤分區(qū)hda6掛載到文件系統(tǒng)/mnt/hda6節(jié)點(diǎn)上。.描述一個(gè)硬件中斷信號(hào)發(fā)生，到為其注冊(cè)的中斷服務(wù)例程開始執(zhí)行，之間所經(jīng)過(guò)的內(nèi)核處理過(guò)程。并進(jìn)一步分析，制約linux中斷響應(yīng)時(shí)間的因素存在于哪些方面。參考答案：當(dāng)一個(gè)硬件中斷產(chǎn)生時(shí)，CPU從相應(yīng)的硬件中獲取中斷號(hào)，然后再根據(jù)中斷號(hào)再中斷向量表中查找相應(yīng)的中斷服務(wù)程序入口，在調(diào)用中斷服務(wù)程序之前開辟現(xiàn)場(chǎng)區(qū)，并將現(xiàn)場(chǎng)區(qū)組織成“棧”結(jié)構(gòu)，保持現(xiàn)場(chǎng)，進(jìn)入中斷服務(wù)程序進(jìn)行處理，在退出時(shí)恢復(fù)所保存的現(xiàn)場(chǎng)。影響中斷響應(yīng)時(shí)間的因素有：(1)中斷屏蔽如果該中斷被屏蔽操作，則需要進(jìn)行等待影響響應(yīng)時(shí)間。(2)錯(cuò)誤使用了快速中斷模式快速中斷由于優(yōu)先級(jí)比較高而且需要在關(guān)中斷的條件執(zhí)行，后來(lái)的中斷會(huì)因此而等待或者被搶占影響響應(yīng)時(shí)間。(3)其他先前處理過(guò)的中斷對(duì)于中斷共享，內(nèi)核在處理中斷的時(shí)候會(huì)依次執(zhí)行注冊(cè)在該IRQ上的中斷處理程序。.在大家相關(guān)于串口的工作中，可能會(huì)遇到這樣的問(wèn)題：串口在發(fā)送數(shù)據(jù)時(shí)，不是連續(xù)且迅速地發(fā)送，而是以一個(gè)固定的節(jié)拍(10秒)，且每次只發(fā)送等長(zhǎng)度的一段數(shù)據(jù)，請(qǐng)列舉可能造成這一問(wèn)題的所有原因；參考答案：可能情況有：(1)串口屬于低速設(shè)備，優(yōu)先級(jí)比較低，如果有其他高優(yōu)先級(jí)搶占串口數(shù)據(jù)得不到及時(shí)處理。(2)在多線程編程中如果一個(gè)現(xiàn)成占用了絕大部分CPU資源，沒(méi)有及時(shí)釋放CPU資源。.設(shè)計(jì)并實(shí)現(xiàn)一個(gè)軟件watchdog設(shè)備，以監(jiān)視系統(tǒng)運(yùn)行情況。說(shuō)明:watchdog設(shè)備用于監(jiān)測(cè)系統(tǒng)運(yùn)行狀態(tài)，正常運(yùn)行的系統(tǒng)定期寫watchdog以使其不會(huì)超時(shí)，一旦超時(shí)，意味系統(tǒng)已掛起;watchdog應(yīng)該重啟系統(tǒng).現(xiàn)在的軟件watchdog不重啟系統(tǒng)，只用于監(jiān)視應(yīng)用程序的運(yùn)行.參考答案：可以使用守護(hù)進(jìn)程不斷檢測(cè)應(yīng)用程序，發(fā)現(xiàn)應(yīng)用程序退出即重啟應(yīng)用程序。自動(dòng)腳本如下：while[1]dopgrep“程序名”test$?-eq1&&echo”程序名isdown,restartit!”&&執(zhí)行“程序名”sleep5done.簡(jiǎn)述12c的基本操作方法：參考答案：I2C主機(jī)基本操作方法：設(shè)置12c管腳連接；設(shè)置12c時(shí)鐘速率(I2SCLH.I2SCLL)；設(shè)置為主機(jī)，并發(fā)送起始信號(hào)(I2C0NSET的I2EN、STA位為1,AA位為0)；發(fā)送從機(jī)地址(I2DAT),控制I2C0NSET發(fā)送；判斷總線狀態(tài)(I2STAT),進(jìn)行數(shù)據(jù)傳輸控制；發(fā)送結(jié)束信號(hào)(I2C0NSET)oI2C從機(jī)基本操作方法：設(shè)置12c管腳連接；設(shè)置自身的從機(jī)地址(I2ADR)；使能12c(I2C0NSET的I2EN、AA位為1)；判斷SI位或等待12c中斷，等待主機(jī)操作；判斷總線狀態(tài)I2STAT,進(jìn)行數(shù)據(jù)傳輸控制。.簡(jiǎn)述insmod和modprobe用法區(qū)別。參考答案：insmdo加載需要寫明路徑并輸入驅(qū)動(dòng)全名，包括后綴。如insmodXXX.koo在加載時(shí)有先后順序要求，及加載的模塊中使用的外部符號(hào)必須在內(nèi)核中已經(jīng)存在，否則加載不成功。相對(duì)應(yīng)的卸載是rmmodXXXmodprobe加載時(shí)不需要輸入路徑，也不需要輸入后綴。如modprobeXXX。在加載時(shí)modprobe會(huì)按照/lib/modules/version/下的moudles.dep文件描述進(jìn)行依賴關(guān)系判斷，并將本模塊需要依賴的其他模塊檢測(cè)，如果被依賴模塊不存在內(nèi)核中，即先加載依賴模塊C最終調(diào)用insmod加載本模塊自身。與之相對(duì)應(yīng)的模塊卸載是modprobe-rXXXo.為什么要使用copy_from_user和copy_to_user。參考答案：當(dāng)用一個(gè)指針指向用戶空間時(shí);必須確保指向的用戶空間是合法的。對(duì)未驗(yàn)證用戶空間指針的訪問(wèn)，可能導(dǎo)致oops、系統(tǒng)崩潰或者安全問(wèn)題。使用copy_from_user和copy_to_user函數(shù)可安全的與用戶空間交換數(shù)據(jù)。.中斷上下文和進(jìn)程上下文的本質(zhì)區(qū)別是什么？為什么中斷中不能有睡眠？參考答案：進(jìn)程中有一個(gè)堆棧指針current指向進(jìn)程task_struct,而中斷上下文不屬于某個(gè)進(jìn)程.current指針游離不再有意義,所以不能進(jìn)行任何形式的進(jìn)程切換.也即不能使得調(diào)度起介入.所以睡眠是不允許的。所以中斷中是不能有睡眠的。.簡(jiǎn)述自旋鎖和信號(hào)量選用的3項(xiàng)原則。參考答案：(1)判斷進(jìn)程切換時(shí)間Tsw,和等待獲取自旋鎖(由臨界區(qū)執(zhí)行時(shí)間決定)Tcs。如果若Tcs比較小，應(yīng)使用自旋鎖，若Tcs很大，應(yīng)使用信號(hào)量。(2)信號(hào)量所保護(hù)的臨界區(qū)可包含可能引起阻塞的代碼，而自旋鎖則絕對(duì)要避免用來(lái)保護(hù)包含這樣代碼的臨界區(qū)。因?yàn)樽枞馕吨M(jìn)行進(jìn)程的切換，如果進(jìn)程被切換出去后，另一個(gè)進(jìn)程企圖獲取本自旋鎖，死鎖就會(huì)發(fā)生(3)信號(hào)量存在于進(jìn)程上下文，因此，如果被保護(hù)的共享資源需要在中斷或軟中斷情況下使用，則在信號(hào)量和自旋鎖之間只能選擇自旋鎖。當(dāng)然，如果一定要使用信號(hào)量，則只能通過(guò)down_讓ylockO方式進(jìn)行，不能獲取就立即返回以避免阻塞。.簡(jiǎn)述Platform總線的優(yōu)點(diǎn)。參考答案：(1)使得設(shè)備被掛接在一個(gè)總線上，因此，符合Linux2.6的設(shè)備模型。其結(jié)果是，配套的sysfs節(jié)點(diǎn)、設(shè)備電源管理都成為可能；platform機(jī)制將設(shè)備本身的資源注冊(cè)進(jìn)內(nèi)核，由內(nèi)核統(tǒng)一管理，在驅(qū)動(dòng)程序中使用這些資源時(shí)通過(guò)platformdevice提供的標(biāo)準(zhǔn)接口進(jìn)行申請(qǐng)并使用。(3)隔離BSP和驅(qū)動(dòng)。在BSP中定義platform設(shè)備和設(shè)備使用的資源、設(shè)備的具體配置信息，而在驅(qū)動(dòng)中，只需要通過(guò)通用的API去獲取資源和數(shù)據(jù)，做到了板相關(guān)代碼和驅(qū)動(dòng)代碼的分離，使得驅(qū)動(dòng)具有更好的可擴(kuò)展性和跨平臺(tái)性。.簡(jiǎn)述PWM基本操作方法。參考答案：(1)連接PWM功能管腳輸出，即設(shè)置PINSELO、PINSEL1；(2)設(shè)置PWM定時(shí)器的時(shí)鐘分頻值(PWMPR),得到所要的定時(shí)器時(shí)鐘；(3)設(shè)置比較匹配控制(PWMMCR),并設(shè)置相應(yīng)比較值(PWMMRx)；(4)設(shè)置PWM輸出方式并允許PWM輸出(PWMPCR)及鎖存使能控制(PWMLER)；(5)設(shè)置PWMTCR,啟動(dòng)定時(shí)器,使能PWM；運(yùn)行過(guò)程中要更改比較值時(shí)，更改之后要設(shè)置鎖存使能。使用雙邊沿PWM輸出時(shí)，建議使用PWM2、PWM4、PWM6；使用單邊PWM輸出時(shí)，在PWM周期開始時(shí)為高電平，匹配后為低電平，使用PWMMR0作為PWM周期控制，PWMMRx作為占空比控制。.簡(jiǎn)述下分成上半部分和下半部分的原因，為何要分？如何實(shí)現(xiàn)？參考答案：上半部分執(zhí)行與硬件相關(guān)的處理要求快，而有些驅(qū)動(dòng)在中斷處理程序中又需要完成大量工作,這構(gòu)成矛盾，所以Linux有所謂的bottomhalf機(jī)制，中斷處理程序中所有不要求立即完成的，在開中斷的環(huán)境下，由底半程序隨后完成.Linux的底半處理實(shí)際上是建立在內(nèi)核的軟中斷機(jī)制上的.Linux的底半機(jī)制主要有Tasklet和workqueue以及softirq(2.4內(nèi)核則有BH,Taskqueue,softirq,tasklet沒(méi)有workqueue),其實(shí)底半可以理解成一種工作的延遲。所以實(shí)際使用時(shí)跟timer機(jī)制基本上一個(gè)意思。.內(nèi)核函數(shù)mmap的實(shí)現(xiàn)原理，機(jī)制J?參考答案：mmap函數(shù)實(shí)現(xiàn)把一個(gè)文件映射到一個(gè)內(nèi)存區(qū)域，從而我們可以像讀寫內(nèi)存一樣讀寫文件，他比單純調(diào)用read/write也要快上許多。在某些時(shí)候我們可以把內(nèi)存的內(nèi)容拷貝到一個(gè)文件中實(shí)現(xiàn)內(nèi)存?zhèn)浞?，?dāng)然，也可以把文件的內(nèi)容映射到內(nèi)存來(lái)恢復(fù)某些服務(wù)。另外，nrniap實(shí)現(xiàn)共享內(nèi)存也是其主要應(yīng)用之一，mmap系統(tǒng)調(diào)用使得進(jìn)程之間通過(guò)映射同一個(gè)普通文件實(shí)現(xiàn)共享內(nèi)存。.Cache的工作方式劃分？參考答案：分為write-none,write-all,write-through(寫通cache,執(zhí)行寫操作時(shí)同時(shí)寫入主存與cache),write-back(寫回cache,執(zhí)行寫操作時(shí)不寫入主存，除非需要替換)。.驅(qū)動(dòng)里面為什么要有并發(fā)、互斥的控制？如何實(shí)現(xiàn)？參考答案：在驅(qū)動(dòng)程式中，當(dāng)多個(gè)線程同時(shí)訪問(wèn)相同的資源時(shí)(驅(qū)動(dòng)程式中的全局變量是一種典型的共享資源)，可能會(huì)引發(fā)〃競(jìng)態(tài)〃，因此必須對(duì)共享資源進(jìn)行并發(fā)控制。Linux內(nèi)核中解決并發(fā)控制的最常用方法是自旋鎖和信號(hào)量(絕大多數(shù)時(shí)候作為互斥鎖使用)。而互斥是指任何時(shí)刻只允許一個(gè)進(jìn)程使用某一共享資源，其他進(jìn)程等待。實(shí)現(xiàn)是利用臨界區(qū)。.spinlock自旋鎖是如何實(shí)現(xiàn)的？參考答案：最多只能被一個(gè)可執(zhí)行單元持有，不會(huì)引起調(diào)用者睡眠，它會(huì)一直忙循環(huán)，如果對(duì)應(yīng)的資源不釋放鎖。實(shí)現(xiàn)過(guò)程是：spinlockinit(x):初始化自旋鎖xspin_lock(lock):獲取自旋鎖spin_trylock(lock):也是獲取自旋鎖，但不忙等待。spinunlock(lock):釋放自旋鎖。.簡(jiǎn)述自旋鎖原理和使用注意事項(xiàng)。參考答案：顧名思義，自旋鎖就是原地打轉(zhuǎn)，一直忙等待。是一種對(duì)臨界資源進(jìn)行互斥手訪問(wèn)的典型手段。(1)是一個(gè)變量。在獲得一個(gè)自旋鎖時(shí)CPU運(yùn)行的代碼需要先執(zhí)行一個(gè)原子操作。(2)為忙等待。只有在占用鎖的時(shí)間極短的情況下使用自旋鎖才合理。因?yàn)槊Φ却前装自诶速M(fèi)CPU資源。(3)可能導(dǎo)致死鎖。一個(gè)已經(jīng)擁有某個(gè)自旋鎖的CPU想第二次獲得這個(gè)自旋鎖必將引起死鎖。所以不能聯(lián)系在沒(méi)有釋放的情況下獲取同一個(gè)自旋鎖。(4)進(jìn)程獲得自旋鎖后再阻塞，也有可能死鎖。不能用于有阻塞的情況。引起阻塞的函數(shù)有copyfromuser>copytouser和kmalloc等。.分別介紹Linux中消息隊(duì)列、等待隊(duì)列、工作隊(duì)列、請(qǐng)求隊(duì)列、發(fā)送隊(duì)列和接收隊(duì)列分別用在什么場(chǎng)合？參考答案：(I)消息隊(duì)列是進(jìn)程之間的概念，屬于IPC中的內(nèi)容。(2)等待隊(duì)列是夠用于實(shí)現(xiàn)內(nèi)核中的異步事件通知機(jī)制，也可以用來(lái)同步對(duì)系統(tǒng)資源的訪問(wèn)。是工作隊(duì)列、異步、完成量等實(shí)現(xiàn)的基礎(chǔ)。(3)工作隊(duì)列是中斷中下半部的一種實(shí)現(xiàn)方式，是在系統(tǒng)空閑的失控進(jìn)行調(diào)度處理。(4)請(qǐng)求隊(duì)列是塊設(shè)備中的概念，塊設(shè)備驅(qū)動(dòng)就是處理請(qǐng)求隊(duì)列。(5)發(fā)送隊(duì)列和接收隊(duì)列是網(wǎng)絡(luò)設(shè)備中的概念，數(shù)據(jù)存放在發(fā)送隊(duì)列中等待發(fā)送，接收到的數(shù)據(jù)存放在接收隊(duì)列中等待讀取。六、網(wǎng)絡(luò)類：1.is。的七層模型是什么？tcp/udp是屬于哪一層？tcp/udp有何優(yōu)缺點(diǎn)？參考答案：應(yīng)用層表示層會(huì)話層運(yùn)輸層網(wǎng)絡(luò)層物理鏈路層物理層tcp/udp屬于運(yùn)輸層TCP服務(wù)提供了數(shù)據(jù)流傳輸、可靠性、有效流控制、全雙工操作和多路復(fù)用技術(shù)等。與TCP不同，UDP并不提供對(duì)IP協(xié)議的可靠機(jī)制、流控制以及錯(cuò)誤恢復(fù)功能等。由于UDP比較簡(jiǎn)單，UDP頭包含很少的字節(jié)，比TCP負(fù)載消耗少。tcp:提供穩(wěn)定的傳輸服務(wù)，有流量控制，缺點(diǎn)是包頭大，冗余性不好udp:不提供穩(wěn)定的服務(wù)，包頭小，開銷小。七、嵌入式系統(tǒng)類：.嵌入式設(shè)備，為加快啟動(dòng)速度，可以做哪些方面的優(yōu)化？參考答案：有以下優(yōu)化措施(1)優(yōu)化u-boot,減少u-boot運(yùn)行時(shí)間；(2)減少keiTiel的體積，將不是在啟動(dòng)階段必須加載的內(nèi)容驅(qū)動(dòng)模塊化，留在文件系統(tǒng)后面加載。減少kernel運(yùn)行時(shí)間；(3)優(yōu)化或者關(guān)閉調(diào)試串口的輸出；(4)驅(qū)動(dòng)程序放到文件系統(tǒng)后面加載，加載必要的內(nèi)容驅(qū)動(dòng)模塊；(5)仔細(xì)優(yōu)化kernel和各種驅(qū)動(dòng)程序，將每個(gè)部分的延時(shí)操作調(diào)試到最快；應(yīng)用程序環(huán)境的優(yōu)化，減少應(yīng)用程序啟動(dòng)時(shí)間。.什么是BusyBox?參考答案：BusyBox是標(biāo)準(zhǔn)Linux工具的一個(gè)單個(gè)可執(zhí)行實(shí)現(xiàn)。BusyBox包含了一些簡(jiǎn)單的工具，例如cat和echo,還包含了一些更大、更復(fù)雜的工具，例如grep、find、mount以及telneto有些人將BusyBox稱為L(zhǎng)inux工具里的瑞士軍刀.簡(jiǎn)單的說(shuō)BusyBox就好像是個(gè)大工具箱，它集成壓縮了Linux的許多工具和命令。.淺談bootloader,kelnel,filesystem三者之間的關(guān)系。參考答案：bootloader啟動(dòng)加載器，相當(dāng)于pc的bios,完成硬件啟動(dòng)過(guò)程中設(shè)備檢測(cè)。bootloader啟動(dòng)完成后，將為Kernel提供運(yùn)行環(huán)境，kernel用和管理和分配資源，kernel啟動(dòng)完成后就可以為filesystem等應(yīng)用程序提供運(yùn)行環(huán)境。inttmp;tmp=x;x=y;y=tmp;};〃此處多了個(gè)分號(hào)，使用時(shí)會(huì)出錯(cuò)。elsedo_something();ttdefineexch(x,y)do{inttmp;tmp=x;x=y;y=tmp;}while(0)〃最后沒(méi)有分號(hào)所以宏定義中涉及到函數(shù)的處理，最好使用do…while(O)封裝。.談?wù)刅olatile與Register修飾符的作用？volatile是純程序與在硬件上運(yùn)行的程序的最大區(qū)別，在linux系統(tǒng)中編譯時(shí)必須進(jìn)行優(yōu)化的，加上volatile關(guān)鍵詞的變量是讓編譯器不對(duì)其優(yōu)化。register是建議編譯器使用寄存器來(lái)優(yōu)化對(duì)變量的存取。.關(guān)鍵字volatile有什么含意并給出三個(gè)不同的例子。一個(gè)定義為volatile的變量是說(shuō)這變量可能會(huì)被意想不到地改變，這樣，編譯器就不會(huì)去假設(shè)這個(gè)變量的值了。精確地說(shuō)就是，優(yōu)化器在用到這個(gè)變量時(shí)必須每次都小心地重新讀取這個(gè)變量的值，而不是使用保存在寄存器里的備份。下面是volatile變量的幾個(gè)例子：(1)并行設(shè)備的硬件寄存器(如：狀態(tài)寄存器)一個(gè)中斷服務(wù)子程序中會(huì)訪問(wèn)到的非自動(dòng)變量(Non-automaticvariables)(3)多線程應(yīng)用中被幾個(gè)任務(wù)共享的變量回答不出這個(gè)問(wèn)題的人是不會(huì)被雇傭的。我認(rèn)為這是區(qū)分C程序員和嵌入式系統(tǒng)程序員的最基本的問(wèn)題。嵌入式系統(tǒng)程序員經(jīng)常同硬件、中斷、RTOS等等打交道，所用這些都要求volatile變量。不懂得volatile內(nèi)容將會(huì)帶來(lái)災(zāi)難。.一個(gè)參數(shù)既可以是const還可以是volatile嗎？解釋為什么。答案：是的。一個(gè)例子是只讀的狀態(tài)寄存器。它是volatile因?yàn)樗赡鼙灰庀氩坏降馗淖?。它是const因?yàn)槌绦虿粦?yīng)該試圖去修改它。.一個(gè)指針可以是volatile嗎可以，因?yàn)橹羔樅推胀ㄗ兞恳粯?，有時(shí)也有變化程序的不可控性。常見例：子中斷服務(wù)子程序修改一個(gè)指向一個(gè)buffer的指針時(shí)，必須用volatile來(lái)修飾這個(gè)指針。說(shuō)明：指針是一種普通的變量，從訪問(wèn)上沒(méi)有什么不同于其他變量的特性。其保存的數(shù)值是個(gè)整型數(shù)據(jù)，和整型變量不同的是，這個(gè)整型數(shù)據(jù)指向的是一段內(nèi)存地址。.下面的函數(shù)有什么錯(cuò)誤：intsquare(volatileint*ptr)(return*ptr**ptr;)答案：這段代碼的有個(gè)惡作劇。這段代碼的目的是用來(lái)返指針*ptr指向值的平方，但是，由于*ptr指向一個(gè)volatile型參數(shù)，編譯器將產(chǎn)生類似下面的代碼：intsquare(volatileint*ptr)inta,b;a=*ptr;b=*ptr;returna*b;)由于*ptr的值可能被意想不到地該變，因此a和b可能是不同的。結(jié)果，這段代碼可能返不是你所期望的平方值！正確的代碼如下：longsquare(volatileint*ptr)(inta;a=*ptr;returna*a;).關(guān)鍵字static的作用是什么？在C語(yǔ)言中，關(guān)鍵字static有三個(gè)明顯的作用：(1)在函數(shù)體，一個(gè)被聲明為靜態(tài)的變量在這一函數(shù)被調(diào)用過(guò)程中維持其值不變。(2)在模塊內(nèi)(但在函數(shù)體外)，一個(gè)被聲明為靜態(tài)的變量可以被模塊內(nèi)所用函數(shù)訪問(wèn),但不能被模塊外其它函數(shù)訪問(wèn)。它是一個(gè)本地的全局變量。(3)在模塊內(nèi)，一個(gè)被聲明為靜態(tài)的函數(shù)只可被這一模塊內(nèi)的其它函數(shù)調(diào)用。那就是，這個(gè)函數(shù)被限制在聲明它的模塊的本地范圍內(nèi)使用。大多數(shù)應(yīng)試者能正確回答第一部分，一部分能正確回答第二部分，同是很少的人能懂得第三部分。這是一個(gè)應(yīng)試者的嚴(yán)重的缺點(diǎn)，因?yàn)樗@然不懂得本地化數(shù)據(jù)和代碼范圍的好處和重要性。.C語(yǔ)言的關(guān)鍵字static和C++的關(guān)鍵字static有什么區(qū)別？在C中static用來(lái)修飾局部靜態(tài)變量和外部靜態(tài)變量、函數(shù)。而C++中除了上述功能外，還用來(lái)定義類的成員變量和函數(shù)。即靜態(tài)成員和靜態(tài)成員函數(shù)。注意：編程時(shí)static的記憶性，和全局性的特點(diǎn)可以讓在不同時(shí)期調(diào)用的函數(shù)進(jìn)行通信，傳遞信息，而C++的靜態(tài)成員則可以在多個(gè)對(duì)象實(shí)例間進(jìn)行通信，傳遞信息。.C中的malloc和C++中的new有什么區(qū)別？malloc和new有以下不同：new、delete是操作符，可以重載，只能在C++中使用。malloc>free是函數(shù)，可以覆蓋，C、C++中都可以使用。new可以調(diào)用對(duì)象的構(gòu)造函數(shù)，對(duì)應(yīng)的delete調(diào)用相應(yīng)的析構(gòu)函數(shù)。malloc僅僅分配內(nèi)存，free僅僅回收內(nèi)存，并不執(zhí)行構(gòu)造和析構(gòu)函數(shù)new^delete返回的是某種數(shù)據(jù)類型指針，malloc>free返回的是void指針。注意：malloc申請(qǐng)的內(nèi)存空間要用free釋放，而new申請(qǐng)的內(nèi)存空間要用delete釋放，不要混用。因?yàn)閮烧邔?shí)現(xiàn)的機(jī)理不同。.關(guān)鍵字const是什么含意及作用？const意味著“只讀二(1)關(guān)鍵字const告訴了用戶這個(gè)參數(shù)的應(yīng)用目的。(2)通過(guò)給優(yōu)化器一些附加的信息，使用關(guān)鍵字const也許能產(chǎn)生更緊湊的代碼。(3)合理地使用關(guān)鍵字const可以使編譯器很自然地保護(hù)那些不希望被改變的參數(shù)，防止其被無(wú)意的代碼修改。.下面的聲明都是什么意思？constinta;intconsta;constint*a;int*consta;intconst*aconst;答案：前兩個(gè)的作用是一樣，a是一個(gè)常整型數(shù)。第三個(gè)意味著a是一個(gè)指向常整型數(shù)的指針(也就是，整型數(shù)是不可修改的，但指針可以)。第四個(gè)意思a是一個(gè)指向整型數(shù)的常指針(也就是說(shuō)，指針指向的整型數(shù)是可以修改的，但指針是不可修改的)。最后一個(gè)意味著a是一個(gè)指向常整型數(shù)的常指針(也就是說(shuō)，指針指向的整型數(shù)是不可修改的，同時(shí)指針也是不可修改的)。.Typedef在C語(yǔ)言中頻繁用以聲明一個(gè)已經(jīng)存在的數(shù)據(jù)類型的同義字。也可以用預(yù)處理器做類似的事。例如，思考一下下面的例子：#definedPSstructs*typedefstructs*tPS;以上兩種情況的意圖都是要定義dPS和tPS作為一個(gè)指向結(jié)構(gòu)s指針。哪種方法更好呢？(如果有的話)為什么？答案:typedef更好。例如：dPSpl,p2;tPSp3,p4;第一個(gè)擴(kuò)展為structs*pl,p2;上面的代碼定義pl為一個(gè)指向結(jié)構(gòu)的指，p2為一個(gè)實(shí)際的結(jié)構(gòu)。第二個(gè)例子正確地定義了p3和p4兩個(gè)指針。.變量的聲明和定義有什么區(qū)別？為變量分配地址和存儲(chǔ)空間的稱為定義，不分配地址的稱為聲明。一個(gè)變量可以在多個(gè)地方聲明，但是只在一個(gè)地方定義。加入extern修飾的是變量的聲明，說(shuō)明此變量將在文件以外或在文件后面部分定義。說(shuō)明：很多時(shí)候一個(gè)變量，只是聲明不分配內(nèi)存空間，直到具體使用時(shí)才初始化，分配內(nèi)存空間，如外部變量。.寫出bool、int、float、指針變量與“零值”比較的if語(yǔ)句。bool型數(shù)據(jù)：if(flag){A;}else{B；}int型數(shù)據(jù)：if(0!=flag){A;}else{B；}指針型數(shù)：if(NULL==flag){A;}else{B；}float型數(shù)據(jù)：if((flag>=NORM)&&(flag<=NORM)){A；}else{B;}注意：應(yīng)特別注意在int、指針型變量和“零值”比較的時(shí)候，把“零值”放在左邊，這樣當(dāng)把—誤寫成時(shí)，編譯器可以報(bào)錯(cuò)，否則這種邏輯錯(cuò)誤不容易發(fā)現(xiàn)，并且可能導(dǎo)致很嚴(yán)重的后果。.sizeof和strlen有什么區(qū)別？sizeof和strlen有以下區(qū)別:sizeof是一個(gè)操作符，strlen是庫(kù)函數(shù)。sizeof的參數(shù)可以是數(shù)據(jù)的類型，也可以是變量，而strlen只能以結(jié)尾為、(T的字符串作參數(shù)。編譯器在編譯時(shí)就計(jì)算出了sizeof的結(jié)果。而strlen函數(shù)必須在運(yùn)行時(shí)才能計(jì)算出來(lái)。并且sizeof計(jì)算的是數(shù)據(jù)類型占內(nèi)存的大小，而strlen計(jì)算的是字符串實(shí)際的長(zhǎng)度。數(shù)組做sizeof的參數(shù)不退化，傳遞給strlen就退化為指針了。注意：有些是操作符看起來(lái)像是函數(shù)，而有些函數(shù)名看起來(lái)又像操作符，這類容易混淆的名稱一定要加以區(qū)分，否則遇到數(shù)組名這類特殊數(shù)據(jù)類型作參數(shù)時(shí)就很容易出錯(cuò)。最容易混淆為函數(shù)的操作符就是sizeofo.簡(jiǎn)述C、C++程序編譯的內(nèi)存分配情況。C、C++中內(nèi)存分配方式可以分為三種：(1)從靜態(tài)存儲(chǔ)區(qū)域分配：內(nèi)存在程序編譯時(shí)就已經(jīng)分配好，這塊內(nèi)存在程序的整個(gè)運(yùn)行期間都存在。速度快、不容易出錯(cuò)，因?yàn)橛邢到y(tǒng)會(huì)善后。例如全局變量，static變量等。(2)在棧上分配:在執(zhí)行函數(shù)時(shí)，函數(shù)內(nèi)局部變量的存儲(chǔ)單元都在棧上創(chuàng)建，函數(shù)執(zhí)行結(jié)束時(shí)這些存儲(chǔ)單元自動(dòng)被釋放。棧內(nèi)存分配運(yùn)算內(nèi)置于處理器的指令集中，效率很高，但是分配的內(nèi)存容量有限。(3)從堆上分配：即動(dòng)態(tài)內(nèi)存分配。程序在運(yùn)行的時(shí)候用malloc或new申請(qǐng)任意大小的內(nèi)存，程序員自己負(fù)責(zé)在何時(shí)用free或delete釋放內(nèi)存。動(dòng)態(tài)內(nèi)存的生存期由程序員決定，使用非常靈活。如果在堆上分配了空間，就有責(zé)任回收它，否則運(yùn)行的程序會(huì)出現(xiàn)內(nèi)存泄漏，另外頻繁地分配和釋放不同大小的堆空間將會(huì)產(chǎn)生堆內(nèi)碎塊。一個(gè)C、C++程序編譯時(shí)內(nèi)存分為5大存儲(chǔ)區(qū)：堆區(qū)、棧區(qū)、全局區(qū)、文字常量區(qū)、程序代碼區(qū)。.簡(jiǎn)述strcpy>sprintf與memcpy的區(qū)別。三者主要有以下不同之處：(1)操作對(duì)象不同，strcpy的兩個(gè)操作對(duì)象均為字符串，sprintf的操作源對(duì)象可以是多種數(shù)據(jù)類型，目的操作對(duì)象是字符串，memcpy的兩個(gè)對(duì)象就是兩個(gè)任意可操作的內(nèi)存地址，并不限于何種數(shù)據(jù)類型。(2)執(zhí)行效率不同，memcpy最高，strcpy次之，sprintf的效率最低。(3)實(shí)現(xiàn)功能不同，strcpy主要實(shí)現(xiàn)字符串變量間的拷貝，sprintf主要實(shí)現(xiàn)其他數(shù)據(jù)類型格式到字符串的轉(zhuǎn)化，memcpy主要是內(nèi)存塊間的拷貝。說(shuō)明：strcpy、sprintf與memcpy都可以實(shí)現(xiàn)拷貝的功能，但是針對(duì)的對(duì)象不同，根據(jù)實(shí)際需求，來(lái)選擇合適的函數(shù)實(shí)現(xiàn)拷貝功能。二、ARM類:ARM啟動(dòng)代碼包括哪些？參考答案：ARM啟動(dòng)代碼直接面對(duì)處理器內(nèi)核和硬件控制器進(jìn)行編程，一般使用匯編語(yǔ)言。啟動(dòng)代碼一般包括：中斷向量表初始化存儲(chǔ)器系統(tǒng)初始化堆棧初始化有特殊要求的端口、設(shè)備初始化用戶程序執(zhí)行環(huán)境改變處理器模式呼叫主應(yīng)用程序簡(jiǎn)述ARM處理器對(duì)異常中斷的響應(yīng)過(guò)程。參考答案：ARM處理器對(duì)異常中斷的響應(yīng)過(guò)程如下所述：保存處理器當(dāng)前狀態(tài)、中斷屏蔽位以及各條件標(biāo)志位；設(shè)置當(dāng)前程序狀態(tài)寄存器CPSR中的相應(yīng)位；將寄存器lr_mode設(shè)置成返回地址；將程序計(jì)數(shù)器值PC,設(shè)置成該異常中斷的中斷向量地址，跳轉(zhuǎn)到相應(yīng)異常中斷處執(zhí)行。ARM指令與Thumb指令的區(qū)別是什么？參考答案：在ARM體系結(jié)構(gòu)中，ARM指令集中的指令是32位的指令，其執(zhí)行效率很高。對(duì)于存儲(chǔ)系統(tǒng)數(shù)據(jù)總線為16位的應(yīng)用系統(tǒng)，ARM體系提供了Thumb指令集。Thumb指令集是對(duì)ARM指令集的一個(gè)子集重新編碼得到的，指令長(zhǎng)度為16位。通常在處理器執(zhí)行ARM程序時(shí),稱處理器處于ARM狀態(tài)；當(dāng)處理器執(zhí)行Thumb程序時(shí)，稱處理器處于Thumb狀態(tài)。Thumb指令集并沒(méi)有改變ARM體系地層的程序設(shè)計(jì)模型，只是在該模型上加上了一些限制條件。Thumb指令集中的數(shù)據(jù)處理指令的操作數(shù)仍然為32位，指令尋址地址也是32位的。ARM程序和Thumb程序混合使用的場(chǎng)合有哪些？參考答案：通常，Thumb程序比ARM程序更加緊湊，而且對(duì)于內(nèi)存為8位或16位的系統(tǒng),使用Thumb程序效率更高。但是，在下面一些場(chǎng)合下，程序必須運(yùn)行在ARM狀態(tài)，這時(shí)就需要混合使用ARM和Thumb程序。強(qiáng)調(diào)速度的場(chǎng)合，應(yīng)該使用ARM程序；有些功能只能由ARM程序完成。如：使用或者禁止異常中斷；當(dāng)處理器進(jìn)入異常中斷處理程序時(shí)，程序狀態(tài)切換到ARM狀態(tài)，即在異常中斷處理程序入口的一些指令是ARM指令，然后根據(jù)需要程序可以切換到Thumb狀態(tài)，在異常中斷程序返回前，程序再切換到ARM狀態(tài)。ARM處理器總是從ARM狀態(tài)開始執(zhí)行。因而，如果要在調(diào)試器中運(yùn)行Thumb程序，必須為該Thumb程序添加一個(gè)ARM程序頭，然后再切換到Thumb狀態(tài)，執(zhí)行Thumb程序。三、操作系統(tǒng)類：.死鎖的4個(gè)必要條件。答案：互斥、請(qǐng)求保持、不可剝奪、環(huán)路。.死鎖的處理。答案：鴕鳥策略、預(yù)防策略、避免策略、檢測(cè)與解除死鎖。.IRQ和FIQ有什么區(qū)別，在CPU里面是是怎么做的？參考答案：IRQ和FIQ是ARM處理器的兩種編程模式。IRQ是指中斷模式，F(xiàn)IR是指快速中斷模式。對(duì)于FIQ必須盡快處理你的事情并離開這個(gè)模式。IRQ可以被FIQ所中斷，但I(xiàn)RQ不能中斷FIQo為了使F1Q更快，所以這種模式有更多的影子寄存器。F1Q不能調(diào)用SWI(軟件中斷)。FIQ還必須禁用中斷。如果一個(gè)FIQ例程必須重新啟用中斷，則它太慢了，并應(yīng)該是IRQ而不是FIQo四、Linux類：SpinLock相對(duì)于信號(hào)量的特點(diǎn)；在UP/MP/SMP這些不同環(huán)境下，SpinLock的不同實(shí)現(xiàn)方法。spin」ock()在UP和SMP的不同：UP下：#definespin_lock(x)do{}while(O)#definespin_unlock(x)do{(void)(lock);}while(0)可見，spin」ock(x)和spin_unlock(x)在UP環(huán)境下什么都不做。SMP下：voidspin_lock(spinlock_t*plock)的執(zhí)行過(guò)程如下：如果plock->lock=l,說(shuō)明已被鎖住，則CPU就不能去使用它所保護(hù)的資料結(jié)構(gòu)；如果plock->lock=l,說(shuō)明已被鎖住，則可以從spin」ock()傳回，接下去使用它所保護(hù)的資料。自旋鎖主要是針對(duì)SMP或單CPU但是內(nèi)核可搶占的情況，對(duì)應(yīng)單CPU且內(nèi)核不支持搶占的系統(tǒng)中自旋鎖退化為空操作。spink_lock各個(gè)變種的區(qū)別：(1)有些情況下需要在訪問(wèn)共享資源時(shí)必須中斷失效，而訪問(wèn)完后必須中斷使能，這樣的情形使用spinlockirq和spinunlockirq最好；(2)spin_lock_irqsave保存訪問(wèn)共享資源前的中斷標(biāo)志，然后失效中斷；spin_unlock_irqrestore將恢復(fù)訪問(wèn)共享資源前的中斷標(biāo)志而不是直接使能中斷；(3)如果被保護(hù)的共享資源只在進(jìn)程上下文訪問(wèn)和軟中斷上下文訪問(wèn)，那么當(dāng)在進(jìn)程上下文訪問(wèn)共享資源時(shí)，可能被軟中斷打斷，從而可能進(jìn)入軟中斷上下文來(lái)對(duì)被保護(hù)的共享資源訪問(wèn)，因此對(duì)于這種情況，對(duì)共享資源的訪問(wèn)必須使用spin_lock_bh和spinunlockbh來(lái)保護(hù)。當(dāng)然使用spinlockirq和spinunlockirq以及spin_lock_irqsave和spin_unlock_irqrestore也可以，它們失效了本地硬中斷，失效硬中斷隱式地也失效了軟中斷。但是使用spin_lock_bh和spin_unlock_bh是最恰當(dāng)?shù)模绕渌麅蓚€(gè)快。如果被保護(hù)的共享資源只在進(jìn)程上下文和tasklet或timer上下文訪問(wèn)，那么應(yīng)該使用與上面情況相同的獲得和釋放鎖的宏，因?yàn)閠asklet和timer是用軟中斷實(shí)現(xiàn)的。(4)對(duì)tasklet和timer和互斥操作如果被保護(hù)的共享資源只在一個(gè)tasklet或timer上下文訪問(wèn)，那么不需要任何自旋鎖保護(hù),因?yàn)橥粋€(gè)tasklet或timer只能在一個(gè)CPU上運(yùn)行，即使是在SMP環(huán)境下也是如此;如果被保護(hù)的共享資源只在兩個(gè)或多個(gè)tasklet或timer上下文訪問(wèn)，那么對(duì)共享資源的訪問(wèn)僅需要用spin_lock和spin_unlock來(lái)保護(hù)，不必使用_bh版本，因?yàn)楫?dāng)tasklet或timer運(yùn)行時(shí)，不可能有其他tasklet或timer在當(dāng)前CPU上運(yùn)行。spin」ock用于阻止在不同CPU上的執(zhí)行單元對(duì)共享資源的同時(shí)訪問(wèn)以及不同進(jìn)程上下文互相搶占導(dǎo)致的對(duì)共享資源的非同步訪問(wèn)，而中斷失效和軟中斷失效卻是為了阻止在同一CPU上軟中斷或中斷對(duì)共享資源的非同步訪問(wèn).在Linux系統(tǒng)中，以文件方式訪問(wèn)設(shè)備。.Linux內(nèi)核引導(dǎo)時(shí)，從文件/etc/fstab中讀取要加載的文件系統(tǒng)。.Linux文件系統(tǒng)中每個(gè)文件用i節(jié)點(diǎn)來(lái)標(biāo)識(shí)。.內(nèi)核分為進(jìn)程管理系統(tǒng)、內(nèi)存管理系統(tǒng)、10管理系統(tǒng)和文件管理系統(tǒng)等四個(gè)子系統(tǒng)。.Linux文件系統(tǒng)分為磁盤文件系統(tǒng)、網(wǎng)絡(luò)文件系統(tǒng)和特殊文件系統(tǒng)三大類。.在Linux系統(tǒng)中所有內(nèi)容都被