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mooc计算机系统基础(一)测验答案及部分解析_最高有效字节不变,其余各位全变为0
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第一周
1以下有关冯.诺依曼结构思想的叙述中，错误的是（ B ）。
A.程序由指令构成，计算机能自动执行程序中一条一条指令
B.指令和数据都放在存储器中，两者在形式上有差别
C.计算机由运算器、存储器、控制器和I/O设备组成
D.计算机内部以二进制形式表示指令和数据
2以下有关指令以及指令执行过程的叙述中，错误的是（ A ）。
A.指令中指定的操作数只能是存放在存储器中的数据
B.CPU中的控制器对指令操作码进行译码
C.指令由操作码和操作数或操作数的地址码构成
D.将要执行的下条指令的地址总是在程序计数器PC中
3以下有关编程语言的叙述中，错误的是（ D ）。
A.计算机不能直接执行高级语言程序和汇编语言程序
B.用高级编程语言编写程序比用汇编语言更方便
C.汇编语言和机器语言都与计算机系统结构相关
D.不能直接用机器语言（机器指令）编写程序
4以下有关机器指令和汇编指令的叙述中，错误的是（ C ）。
A.汇编指令中用十进制或十六进制表示立即数
B.汇编指令中用符号表示操作码和地址码
C.机器指令和汇编指令都能被计算机直接执行
D.机器指令和汇编指令一一对应，功能相同
5以下有关使用高级编程语言编写和开发软件的叙述中，错误的是（ C ）。
A.须有程序员与计算机交互的用户接口，即GUI或CUI
B.须有一个翻译或转换程序，即编译器或解释器
C.须程序员在应用程序中直接控制外设进行输入/输出
D.须有一套工具软件或集成开发环境，即语言处理系统
6一个完整的计算机系统包括硬件和软件。软件又分为（ A ）。
A.系统软件和应用软件
B.低级语言程序和高级语言程序
C.操作系统和语言处理程序
D.操作系统和高级语言
7以下给出的软件中，属于系统软件的是（ A ）。
A.Windows XP
B.MS Word
C.RealPlayer
D.金山词霸
8以下有关指令集体系结构的叙述中，错误的是（ D ）。
A.指令集体系结构位于计算机软件和硬件的交界面上
B.指令集体系结构的英文缩写是ISA
C.指令集体系结构是指低级语言程序员所看到的概念结构和功能特性
D.通用寄存器的长度、功能与编号不属于指令集体系结构的内容
9以下有关计算机系统层次结构的叙述中，错误的是（ A ）。
A.应用程序员工作在指令集体系结构层，需要对底层很熟悉
B.OS是对ISA和硬件的抽象，程序员通过OS使用系统资源
C.ISA是对硬件的抽象，软件通过ISA使用硬件提供的功能
D.最上层是提供给最终用户使用的应用程序（软件）层
10以下术语中，不属于计算机中硬件（即物理上实际存在的部件）的是（ D ）。
A.程序计数器（PC）
B.数据通路
C.算术逻辑部件
D.指令字
第二周
1 108对应的十六进制形式是（ B ）。
A.63H
B.6CH
C.B4H
D.5CH
2 –1029的16位补码用十六进制表示为（ C ）。
A.0405H
B.7BFBH
C.FBFBH
D.8405H
3考虑以下C语言代码：
short si=–8196;
unsigned short usi=si;
执行上述程序段后，usi的值是（ A ）。
A.57340
B.8196
C.34572
D.57339
解析： A、-8196=-(8192+4)=-10 0000 0000 0100B，因此，si和usi的机器数都为1101 1111 1111 1100，按无符号整数解释，其值为65535-3-8192=65535-8195=57340。
4考虑以下C语言代码：
short si=–32768;
unsigned short usi=si;
执行上述程序段后，usi的值是（ C ）。
A.65536
B.–32768
C.32768
D.65535
解析： C、-32768=-1000 0000 0000 0000B，因此，si和usi的机器数都为1000 0000 0000 0000，按无符号整数解释，其值为32768。
5考虑以下C语言代码：
unsigned short usi=65535;
short si=usi;
执行上述程序段后，si的值是（ D ）。
A.1
B.–65535
C.65535
D.–1
解析： D、65535=1111 1111 1111 1111B，因此，usi和si的机器数都为1111 1111 1111 1111，按带符号整数解释，其值为-1。
6在ISO C90标准下执行以下关系表达式，结果为“真”的是（ A ）。
A.(unsigned) –1 > –2
B.2147483647 > –2147483648
C.–1 < 0U
D.2147483647 < (int) 2147483648U
解析： A、-1的机器数为全1，-2的机器数为11┅10，按无符号整数比较，显然全1比任何数大，即结果为“真”。 B、2147483647的机器数为011┅1，在C90中为int型；2147483648的机器数为100┅0，在C90中为unsigned型，-2147483648的机器数通过对100┅0各位取反末位加一得到，因此，机器数还是100┅0。011┅1和100┅0按无符号整数比较，显然011┅1比100┅0小，即结果为“假”。 C、-1的机器数为全1，按无符号整数比较，全1是最大的数，显然比0大，即结果为“假”。 D、2147483647的机器数为011┅1，在C90中为int型；2147483648的机器数为100┅0，在C90中为unsigned型，强制类型转换为int后，按带符号整数比较，显然011┅1比100┅0大，即结果为“假”。
7 –1028采用IEEE 754单精度浮点数格式表示的结果（十六进制形式）是（ A）。
A.C4808000H
B.44C04000H
C.C4C04000H
D.44808000H
8假定变量i、f的数据类型分别是int、float。已知i=12345，f=1.2345e3，则在一个32位机器中执行下列表达式时，结果为“假”的是（ B ）。
A.f==(float)(double)f
B.f==(float)(int)f
C.i==(int)(float)i
D.i==(int)(double)i
解析： A、double型数的有效位数比float型数大得多，因而f转换为double类型后不会发生有效数字丢失。 B、f=1234.5，转换为int型数后，小数点后面的数字被丢失，因此与原来的f不相等。 C、12345<1024x16=2^14，因此，12345对应的二进制数的有效位数一定小于14，更小于IEEE 754单精度格式的有效位数24，因而转换为float型后，不会发生有效数字丢失，也即能够精确表示为float型，再转换为int型后，数值是一样的。 D、任何int型数的有效位数不会超过31位，因此都能精确转换为具有53位有效位数的double型。
9假定某计算机按字节编址，采用小端方式，有一个float型变量x的地址为0xffffc000，x=12345678H，则在内存单元0xffffc001中存放的内容是（ A ）。
A.01010110B
B.0101B
C.0001001000110100B
D.00110100B
解析： A、01010110B=56H，小端方式下，78H存在0xffffc000单元中，56H存在0xffffc001单元中，即结果正确。 B、因为按字节编址，所以某一个单元内存放一个8位数字。 C、因为按字节编址，所以某一个单元内只能存放8位数字。 D、00110100B=34H，小端方式下，78H存在0xffffc000单元中，34H存在0xffffc002单元中，即结果错误。
10下面是关于计算机中存储器容量单位的叙述，其中错误的是（ D ）。
A.最小的计量单位为位（bit），表示一位“0”或“1”
B.最基本的计量单位是字节（Byte），一个字节等于8bit
C.“主存容量为1KB”的含义是指主存中能存放1024个字节的二进制信息
D.一台计算机的编址单位、指令字长和数据字长都一样，且是字节的整数倍
第三周
1CPU中能进行算术运算和逻辑运算的最基本运算部件是（ A ）。
A.ALU
B.移位器
C.多路选择器
D.加法器
2ALU有一个操作控制端ALUop，ALU在ALUop的控制下执行相应的运算。以下给出的运算中，（ B ）运算不能由ALUop直接控制完成。
A.传送（ALU输入直送为输出）
B.乘法和除法
C.加法和减法
D.与、或、非等逻辑运算
解析： B、ALU通常仅用于进行加、减以及各类逻辑运算和传送操作，乘法和除法运算可以利用ALU分步骤进行加/减和移位来完成，因此，在进行乘或除运算时，每个步骤送到ALUop的控制信号可以控制进行加/减和移位操作，但不能用一个控制信息直接使ALU完成乘或除运算。
3假设变量x的位数为n（n>=8），x的最低有效字节不变，其余各位全变为0，则对应C语言表达式为（ B ）。
A.x | ~ 0xFF
B. x & 0xFF
C.x ^ 0xFF
D.x | 0xFF
4假设变量x的位数为n（n>=8），x的最高有效字节不变，其余各位全变为0，则对应C语言表达式为（ C ）。
A.((x&0xFF)<<(n-8))>>(n-8)
B.((x&0xFF)>>(n-8))<<(n-8)
C.(x>>(n-8))<<(n-8)
D.(x<<(n-8))>>(n-8)
5考虑以下C语言代码：
short si = –8196;
int i = si;
执行上述程序段后，i的机器数表示为（ C ）。
A.0000 DFFCH
B.FFFF 9FFCH
C.FFFF DFFCH
D.0000 9FFCH
6若在一个8位整数加/减运算器中完成x–y的运算，已知带符号整数x=–69，y=–38，则加法器的两个输入端和输入的低位进位分别为（ A ）。
A.1011 1011、0010 0101、1
B.1011 1011、1101 1010、1
C.1011 1011、0010 0110、1
D.1011 1011、1101 1010、0
解析： A、–69和–38的机器数分别是1011 1011、1101 1010，因为是做x-y，所以，整数加/减运算器中的控制端sub为1，即低位进位为1，并控制加法器的第二个输入端各位取反，为0010 0101。
7若在一个8位整数加/减运算器中完成x+y的运算，已知无符号整数x=69，y=38，则加法器的两个输入端和输入的低位进位分别为（ C ）。
A.0100 0101、1101 1010、0
B. 0100 0101、1101 1010、1
C.C.0100 0101、0010 0110、0
D.0100 0101、0010 0110、1
解析： C、69和38的机器数分别是0100 0101、0010 0110，因为是做加法，所以，整数加/减运算器中的控制端sub为0，即低位进位为0。
8若在一个8位整数加/减运算器中完成x+y的运算，已知x=63，y= –31，则x+y的机器数及相应的溢出标志OF分别是（ B ）。
A.20H、1
B.20H、0
C.1FH、1
D.1FH、0
解析： B、63和–31的机器数分别是0011 1111、1110 0001，因为是做x+y，所以，在加法器中将两个机器数直接相加，得到结果为0010 0000（20H），并生成进位Cout=1，因为两个加数符号位相异，因此，不会发生溢出，即OF=0。
9若在一个8位整数加/减运算器中完成x+y的运算，假定变量x和y的机器数用补码表示为[x]补=F5H，[y]补=7EH，则x+y的值及相应的溢出标志OF分别是（ D ）。
A.119、0
B.119、1
C.115、1
D.115、0
解析： D、x和y的机器数是用补码表示的，分别是1111 0101、0111 1110，因为是做x+y，所以，sub=0，即1111 0101 + 0111 1110 +0 = 0111 0011，其真值为127-12=115。因为两个加数符号位相异，所以不会发生溢出，即OF=0。
10若在一个8位整数加/减运算器中完成x–y的运算，假定变量x和y的机器数用补码表示为[x]补=F5H，[y]补=7EH，则x–y的值及相应的溢出标志OF分别是（ A ）。
A.119、1
B.115、1
C. 115、0
D.119、0
解析： A、x和y的机器数是用补码表示的，分别是1111 0101、0111 1110，因为是做x-y，所以，sub=1，y对应的机器数各位取反，即1111 0101 + 1000 0001 +1 = 0111 0111，其真值为127-8=119。因为两个加数符号位为1，而结果符号为0，所以发生了溢出，即OF=1。
第四周
1若在一个8位计算机中完成x+2y的运算，假定变量x和y的机器数用补码表示为[x]补=44H，[y]补= DCH，则x+2y的机器数及相应的溢出标志OF分别是（ D ）。
A.32H、0
B.FCH、1
C.32H、1
D.FCH、0
解析： D、x和y的机器数是用补码表示的，分别是0100 0100、1101 1100，因为是做x+2y，所以，先对y算术左移一位，然后和x相加，此时sub=0，即0100 0100 + 1011 1000+0 = 1111 1100（FCH），因为两个加数符号相异，所以不会发生溢出，即OF=0。
2若在一个8位计算机中完成x–2y，假定变量x和y的机器数用补码表示为[x]补=44H，[y]补= DCH，则x–2y的机器数及相应的溢出标志OF分别是（ A ）。
A.8CH、1
B.68H、1
C.8CH、0
D.68H、0
解析： A、x和y的机器数是用补码表示的，分别是0100 0100、1101 1100，因为是做x–2y，所以，先对y算术左移一位，得1011 1000，然后各位取反，再和x相加，此时sub=1，即0100 0100 + 0100 0111+1 = 1000 1100（8CH），因为两个加数符号都为0，而结果符号为1，所以发生了溢出，即OF=1。
3若在一个8位计算机中完成x/2+2y，假定变量x和y的机器数用补码表示为[x]补=44H，[y]补= DCH，则x/2+2y的机器数及相应的溢出标志OF分别是（ B ）。
A.CAH、0
B.DAH、0
C.DAH、1
D.CAH、1
解析： B、x和y的机器数是用补码表示的，分别是0100 0100、1101 1100，因为是做x/2+2y，所以，先对x算术右移一位，得0010 0010；再对y算术左移一位，得1011 1000，两者相加，此时sub=0，即0010 0010 + 1011 1000+0 = 1101 1010（DAH），因为两个加数符号相异，所以不会发生溢出，即OF=0。
4假定变量r1 和r2的机器数用8位补码表示为[r1]补=F5H，[r2]补=EEH。若将运算结果存放在一个8位寄存器中，则下列运算中会发生溢出的是（ B ）。
A.r1+ r2
B.r1× r2
C.r1– r2
D.r1/r2
5假定整数加法指令、整数减法指令和移位指令所需时钟周期（CPI）都为1，整数乘法指令所需时钟周期为10。若x为整型变量，为了使计算64*x所用时钟周期数最少，编译器应选用的最佳指令序列为（ B ）。
A.两条左移指令和两条加法指令
B.1条左移指令
C.1条乘法指令
D.1条左移指令和1条加法指令
解析： B、因为64*x可以用x左移6位来实现，左移指令比乘法指令快10倍，因此最佳指令序列为1条左移指令，只要一个时钟周期。
6假定整数加法指令、整数减法指令和移位指令所需时钟周期（CPI）都为1，整数乘法指令所需时钟周期为10。若x为整型变量，为了使计算54*x所用时钟周期数最少，编译器应选用的最佳指令序列为（ C ）。
A.两条左移指令和两条减法指令
B.4条左移指令和3条加法指令
C.3条左移指令和两条减法指令
D.1条乘法指令
解析： A、给出的指令序列肯定不能实现54*x。 C、54*x=(64-8-2) *x=64*x -8*x -2*x，可用3条左移指令和两条减法指令来实现，共需5个时钟周期。 D、一条整数乘法指令需要10个时钟周期。
7假定整数加法指令、逻辑运算指令和移位指令所需时钟周期（CPI）都为1，整数除法指令所需时钟周期为32。若x为整型变量，为了使计算x/64所用时钟周期数最少，编译器应选用的最佳指令序列为（ A ）。
A.两条右移指令、1条与操作指令、1条加法指令
B.1条右移指令
C.1条除法指令
D.1条加法指令、1条右移指令
解析： A、x/64 = ( x>=0 ? x : (x+63) ) >> 6，因此关键是计算偏移量b，这里，x为正时b=0，x为负时b=63。可从x的符号得到b，x>>31得到32位符号，正数为32位0，负数为32位1，然后通过“与”操作提取低6位，这就是偏移量b。也即：x/64 = ( x+ ( x>>31)&0x3F ) ) >> 6，用2条右移、1条加和1条与指令即可实现，只要4个时钟周期。 B、若x为负数且不能被64整除，则x右移6位和x/64的结果不相等。 C、一条整数乘法指令需要32个时钟周期。 D、若x为负数，则x/64=(x+63)>>6，但该公式不适合正数x，因此无法用一条加和一条右移指令实现。
8已知float型变量用IEEE 754单精度浮点格式表示，float型变量x和y的机器数分别表示为x=40E8 0000H，y=C204 0000H，则在计算x+y时，第一步对阶操作的结果[Ex-Ey]补为（ D ）。
A.0000 0011
B.1111 1011
C.0000 0111
D.1111 1101
解析： D、因为x=40E8 0000H=0100 0000 1110 1000 0...0，y=C204 0000H=1100 0010 0000 0100 0...0，所以x和y的阶码分别为100 0000 1、100 0010 0，对阶时计算过程为 1000 0001 + 0111 1100 = 1111 1101。
9对于IEEE 754单精度浮点数加减运算，只要对阶时得到的两个阶之差的绝对值|ΔE|大于等于（ B ），就无需继续进行后续处理，此时，运算结果直接取阶大的那个数。
A.128
B.25
C.127
D.23
解析： B、对于IEEE 754单精度浮点格式，当出现“1.bb…b + 0.00…0 01bb…b”情况时会发生“大数吃小数”现象，小数0.00…0 01bb…b中的小数点被左移了25位。
10变量dx、dy和dz的声明和初始化如下：
double dx = (double) x;
double dy = (double) y;
double dz = (double) z;
若float和double分别采用IEEE 754单精度和双精度浮点数格式，sizeof(int)=4，则对于任意int型变量x、y和z，以下哪个关系表达式是永真的？B C
A.dx/dx == dy/dy
B.dx*dx >= 0
C.(dx+dy)+dz == dx+(dy+dz)
D.dx*dy*dz == dz*dy*dx
解析： A、非永真。dx和dy中只要有一个为0、另一个不为0就不相等。 B、永真。double型数据用IEEE 754标准表示，尾数用原码小数表示，符号和数值部分分开运算。不管结果是否溢出都不会影响乘积的符号。 C、永真。因为dx、dy和dz是由32位int型数据转换得到的，而double类型可以精确表示int类型数据，并且对阶时尾数移位位数不会超过52位，因此尾数不会舍入，因而不会发生大数吃小数的情况。但是，如果dx、dy和dz是任意double类型数据，则非永真。 D、非永真。相乘的结果可能产生舍入。
第五周
1以下有关指令的叙述中，错误的是（ B ）。
A.微指令是一条机器指令所包含的控制信号的组合，CPU能直接执行
B.汇编指令是机器指令的符号表示，CPU能直接执行
C.机器指令是用二进制表示的一个0/1序列，CPU能直接执行
D.伪指令是由若干条机器指令构成的一个指令序列，属于软件范畴
2一条机器指令通常由多个字段构成。以下选项中，通常（ D ）不显式地包含在机器指令中。
A.寄存器编号
B.操作码
C.寻址方式
D.下条指令地址
3对于运算类指令或传送类指令，需要在指令中指出操作数或操作数所在的位置。通常，指令中指出的操作数不可能出现在（ A ）中。
A.程序计数器
B.存储单元
C.指令
D.通用寄存器
4令集体系结构（ISA）是计算机系统中必不可少的一个抽象层，它是对硬件的抽象，软件通过它所规定的指令系统规范来使用硬件。以下有关ISA的叙述中，错误的是（ C ）。
A.ISA规定了指令获取操作数的方式，即寻址方式
B. ISA规定了所有指令的集合，包括指令格式和操作类型
C. ISA规定了执行每条指令时所包含的控制信号
D. ISA规定了指令的操作数类型、寄存器结构、存储空间大小、编址方式和大端/小端方式
5以下选项中，不属于指令集体系结构名称的是（ C ）。
A.IA-32
B.ARM
C.UNIX
D.MIPS
6以下Intel微处理器中，不兼容IA-32指令集体系结构的是（ D ）。
A.Pentium (II、III、4)
B.80386和80486
C.Core(i3、i5、i7)
D.Itanium和Itanium 2
7以下关于IA-32指令格式的叙述中，错误的是（ A ）。
A.指令中给出的操作数所在的通用寄存器的宽度总是32位
B.采用变长操作码，操作码位数可能是5位到十几位不等
C.采用变长指令字格式，指令长度从一个字节到十几个字节不等
D.指令中指出的位移量和立即数的长度可以是0、1、2或4个字节
8以下关于IA-32指令寻址方式的叙述中，错误的是（ D ）。
A.操作数可以是指令中的立即数、也可以是通用寄存器或存储单元中的内容
B.存储器操作数中最复杂的寻址方式是“基址加比例变址加位移”
C.对于寄存器操作数，必须在指令中给出通用寄存器的3位编号
D.相对寻址的目标地址为“PC内容加位移”，PC内容指当前正在执行指令的地址
9以下关于IA-32中整数运算指令所支持的操作数的叙述中，错误的是（ A ）。
A.除乘法指令外，其他运算指令的源操作数和目的操作数的位数相等
B.对于加减运算指令，操作数不区分是无符号整数还是带符号整数
C.对于乘除运算指令，操作数一定区分是无符号整数还是带符号整数
D.参加运算的操作数可以是一个字节（8b）、一个字（16b）或双字（32b）
10以下关于IA-32的定点寄存器组织的叙述中，错误的是（ B ）。
A.寄存器ESP/SP称为栈指针寄存器，EBP/BP称为基址指针寄存器
B.每个通用寄存器都可作为32位、16位或8位寄存器使用
C.寄存器EAX/AX/AL称为累加器，ECX/CX/CL称为计数寄存器
D.EIP/IP为指令指针寄存器，即PC；EFLAGS/FLAGS为标志寄存器
第六周
1某C语言程序中对数组变量b的声明为“int b[10][5];”，有一条for语句如下：
for (i=0; i<10, i++)
for (j=0; j<5; j++)
sum+= b[i][j];
假设执行到“sum+= b[i][j];”时，sum的值在EAX中，b[i][0]所在的地址在EDX中，j在ESI中，则“sum+= b[i][j];”所对应的指令（AT&T格式）可以是（ A ）。
A.addl 0(%edx, %esi, 4), %eax
B.addl 0(%esi, %edx, 4), %eax
C.addl 0(%edx, %esi, 2), %eax
D.addl 0(%esi, %edx, 2), %eax
2IA-32中指令“popl %ebp”的功能是（ D ）。
A.R[esp]←R[esp]+4，R[ebp]←M[R[esp]]
B.R[esp]←R[esp]-4，R[ebp]←M[R[esp]]
C.R[ebp]←M[R[esp]]，R[esp]←R[esp]-4
D.R[ebp]←M[R[esp]]，R[esp]←R[esp]+4
3IA-32中指令“movl 8(%edx, %esi, 4), %edx”的功能是（ D ）。
A.M[R[esi]+R[edx]*4+8]←R[edx]
B.R[edx]←M[R[esi]+R[edx]*4+8]
C.M[R[edx]+R[esi]*4+8]←R[edx]
D.R[edx]←M[R[edx]+R[esi]*4+8]
4设SignExt[x]表示对x符号扩展，ZeroExt[x]表示对x零扩展。IA-32中指令“movswl %cx, -20(%ebp)”的功能是（ D ）。
A.M[R[ebp]-20]←ZeroExt[R[cx]]
B.R[cx]←ZeroExt [M[R[ebp]-20]]
C.R[cx]←SignExt [M[R[ebp]-20]]
D.M[R[ebp]-20]←SignExt[R[cx]]
5假设 R[ax]=FFE8H，R[bx]=7FE6H，执行指令“subw %bx, %ax”后，寄存器的内容和各标志的变化为（ A ）。
A.R[ax]=8002H，OF=0，SF=1，CF=0，ZF=0
B.R[bx]=8002H，OF=1，SF=1，CF=0，ZF=0
C.R[ax]=8002H，OF=1，SF=1，CF=0，ZF=0
D.R[bx]=8002H，OF=0，SF=1，CF=0，ZF=0
解析： A、指令在补码加减运算部件中执行：1111 1111 1110 1000+1000 0000 0001 1001+1 =（1）1000 0000 0000 0010（8002H），结果无溢出（OF=0）、负数（SF=1）、没有借位（CF= (1 异或 1) =0）、非0（ZF=0）。
6假设R[eax]=0000B160H，R[ebx]=00FF0110H，执行指令“imulw %bx”后，通用寄存器的内容变化为（ D ）。
A.R[eax]=FFAC7600H，其余不变
B. R[eax]=00BC7600，其余不变
C.R[eax]=00007600H，R[dx]=00BCH
D.R[eax]=00007600H，R[dx]=FFACH
解析： D、因为一个源操作数为BX寄存器中的内容，所以只要将AX和BX中的内容相乘即可。指令在带符号乘法部件中执行，B160H*0110H=FFFB1600+FFB16000=FFAC7600H，DX寄存器内容为FFACH，AX寄存器内容为7600H，EAX中高16位不变。
7假设short型变量x被分配在寄存器AX中，若R[ax]=FF70H，则执行指令“salw $2, %ax”后，变量x的机器数和真值分别是（ C ）。
A.3FDC，16348
B. FFDCH，-36
C.FDC0H，-576
D.FDC3H，-573
解析： C、salw指令是算术左移指令，对FF70=1111 1111 0111 0000算术左移2位后，结果为1111 1101 1100 0000（FDC0H），真值为-10 0100 0000B = -(512+64) = -576。
8程序P中有两个变量i和j，被分别分配在寄存器EAX和EDX中，P中语句“if (i<j) { …}”对应的指令序列如下（左边为指令地址，中间为机器代码，右边为汇编指令）：
804846a 39 c2 cmpl %eax, %edx
804846c 7e 0d jle xxxxxxxx
若执行到804846a处的cmpl指令时，i=105，j=100，则jle指令执行后将会转到（ A ）处的指令执行。
A.804847b
B.8048479
C.804846e
D.8048461
解析： A、因为cmpl指令中EDX内容为100，EAX内容为105，对这两个数做减法，显然100<105，满足jle指令小于或等于的条件，执行完jle指令后将转移到PC+偏移量=0x84846c+2+0d=0x804847b去执行。
9以下关于x87 FPU浮点处理指令系统的叙述中，错误的是（ A ）。
A.float和double型数据从主存装入浮点寄存器时有可能发生舍入，造成精度损失
B.提供8个80位浮点寄存器ST(0)~ST(7)，采用栈结构，栈顶为ST(0)
C. float、double和long double型数据存入主存时，分别占32位、64位和96位
D.float、double和long double三种类型数据都按80位格式存放在浮点寄存器中
10以下关于MMX/SSE指令集的叙述中，错误的是（ D ）。
A.SSE指令是一种采用SIMD（单指令多数据）技术的数据级并行指令
B.同一个微处理器同时支持IA-32指令集与MMX/SSE指令集
C.目前SSE支持128位整数运算或同时并行处理两个64位双精度浮点数
D.MMX/SSE指令集和IA-32指令集共用同一套通用寄存器
第七周
1假设P为调用过程，Q为被调用过程，程序在IA-32处理器上执行，以下有关过程调用的叙述中，错误的是（ B ）。
A.C语言程序中的函数调用就是过程调用
B.从P传到Q的实参无需重新分配空间存放
C.从Q跳回到Q执行应使用RET指令
D.从P跳转到Q执行应使用CALL指令
2以下是有关IA-32的过程调用方式的叙述，错误的是（ B ）。
A.入口参数使用栈（stack）传递，即所传递的实参被分配在栈中
B.EBX、ESI、EDI、EBP和ESP都是被调用者保存寄存器
C.返回地址是CALL指令下一条指令的地址，被保存在栈中
D.EAX、ECX和EDX都是调用者保存寄存器
3以下是有关IA-32的过程调用所使用的栈和栈帧的叙述，错误的是（ A ）。
A.只能通过将栈指针ESP作为基址寄存器来访问用户栈中的数据
B.从被调用过程返回调用过程之前，被调用过程会释放自己的栈帧
C.过程嵌套调用深度越深，栈中栈帧个数越多，严重时会发生栈溢出
D.每进行一次过程调用，用户栈从高地址向低地址增长出一个栈帧
4以下是有关C语言程序的变量的作用域和生存期的叙述，错误的是（ D ）。
A.不同过程中的非静态局部变量可以同名，是因为它们被分配在不同栈帧中
B.非静态局部变量可以和全局变量同名，是因为它们被分配在不同存储区
C.因为非静态局部变量被分配在栈中，所以其作用域仅在过程体内
D.静态（static型）变量和非静态局部（auto型）变量都分配在对应栈帧中
5以下是一个C语言程序代码：
int add(int x, int y)
{
return x+y;
}
int caller( )
{
int t1=100 ;
int t2=200;
int sum=add(t1, t2);
return sum;
}
以下关于上述程序代码在IA-32上执行的叙述中，错误的是（ C ）。
A.add函数返回时返回值存放在EAX寄存器中
B.变量t1和t2被分配在caller函数的栈帧中
C.传递参数时t1和t2的值从高地址到低地址依次存入栈中
D.变量sum被分配在caller函数的栈帧中
6第5题中的caller函数对应的机器级代码如下：
1 pushl %ebp
2 movl %esp, %ebp
3 subl $24, %esp
4 movl $100, -12(%ebp)
5 movl $200, -8(%ebp)
6 movl -8(%ebp), %eax
7 movl %eax, 4(%esp)
8 movl -12(%ebp), %eax
9 movl %eax, (%esp)
10 call add
11 movl %eax, -4(%ebp)
12 movl -4(%ebp), %eax
13 leave
14 ret
假定caller的调用过程为P，对于上述指令序列，以下叙述中错误的是（ B ）。
A.从上述指令序列可看出，caller函数没有使用被调用者保存寄存器
B.第3条指令将栈指针ESP向高地址方向移动，以生成当前栈帧
C.第2条指令使BEP内容指向caller栈帧的底部
D.第1条指令将过程P的EBP内容压入caller栈帧
7对于第5题的caller函数以及第6题给出的对应机器级代码，以下叙述中错误的是（ D ）。
A.参数t1和t2的有效地址分别为R[esp]和R[esp]+4
B.变量t1和t2的有效地址分别为R[ebp]-12和R[ebp]-8
C.参数t1所在的地址低（或小）于参数t2所在的地址
D.变量t1所在的地址高（或大）于变量t2所在的地址
8以下有关递归过程调用的叙述中，错误的是（ A ）。
A.每次递归调用在栈帧中保存的返回地址都不相同
B.可能需要执行递归过程很多次，因而时间开销大
C.每次递归调用都会生成一个新的栈帧，因而空间开销大
D.递归过程第一个参数的有效地址为R[ebp]+8
9以下关于if (cond_expr) then_statement else else_statement选择结构对应的机器级代码表示的叙述中，错误的是（ D ）。
A.计算cond_expr的代码段一定在条件转移指令之前
B.一定包含一条条件转移指令（分支指令）
C.一定包含一条无条件转移指令
D.对应then_statement的代码一定在对应else_statement的代码之前
10以下关于循环结构语句的机器级代码表示的叙述中，错误的是（ A ）。
A.循环体内执行的指令不包含条件转移指令
B.一定至少包含一条条件转移指令
C.循环结束条件通常用一条比较指令CMP来实现
D.不一定包含无条件转移指令
第八周
1假定全局short型数组a的起始地址为0x804908c，则a[2]的地址是（ A ）。
A.0x8049090
B.0x8049094
C.0x8049092
D.0x804908e
2假定全局数组a的声明为char *a[8]，a的首地址为0x80498c0，i 在ECX中，现要将a[i]取到EAX相应宽度的寄存器中，则所用的汇编指令是（ B ）。
A.mov (0x80498c0, %ecx), %ah
B.mov 0x80498c0( , %ecx, 4), %eax
C.mov 0x80498c0( , %ecx), %ah
D.mov (0x80498c0, %ecx, 4), %eax
3假定全局数组a的声明为double *a[8]，a的首地址为0x80498c0，i 在ECX中，现要将a[i]取到EAX相应宽度的寄存器中，则所用的汇编指令是（ A ）。
A.mov 0x80498c0( , %ecx, 4), %eax
B.mov (0x80498c0, %ecx, 4), %eax
C.mov 0x80498c0( , %ecx, 8), %eax
D.mov (0x80498c0, %ecx, 8), %eax
4假定局部数组a的声明为int a[4]={0, -1, 300, 20}，a的首地址为R[ebp]-16，则将a的首地址取到EDX的汇编指令是（ A ）。
A.leal -16(%ebp), %edx
B.movl -16(%ebp ), %edx
C.leal -16(%ebp, 4), %edx
D.movl -16(%ebp, 4), %edx
5某C语言程序中有以下两个变量声明：
int a[10];
int *ptr=&a[0];
则ptr+i的值为（ B ）。
A.&a[0]+2´i
B.&a[0]+4´i
C.&a[0]+i
D.&a[0]+8´i
6假定静态short型二维数组b的声明如下：
static short b[2][4]={ {2, 9, -1, 5}, {3, 8, 2, -6}};若b的首地址为0x8049820，则按行优先存储方式下，数组元素“8”的地址是（ B ）。
A.0x8049824
B.0x804982a
C.0x8049825
D.0x8049828
7假定静态short型二维数组b和指针数组pb的声明如下：
static short b[2][4]={ {2, 9, -1, 5}, {3, 1, -6, 2 }};
static short *pb[2]={b[0], b[1]};
若b的首地址为0x8049820，则pb[1]的值是（ C ）。
A.0x8049822
B.0x8049824
C.0x8049828
D.0x8049820
8假定静态short型二维数组b和指针数组pb的声明如下：
static short b[2][4]={ {2, 9, -1, 5}, {3, 1, -6, 2 }};
static short *pb[2]={b[0], b[1]};
若b的首地址为0x8049820，则&pb[1]的值是（ C ）。
A.0x8049838
B.0x8049832
C.0x8049834
D.0x8049830
9假定结构体类型cont_info的声明如下：
struct cont_info {
char id[8];
char name [16];
unsigned post;
char address[100];
char phone[20];
} ;
若结构体变量x初始化定义为struct cont_info x={“00000010”, “ZhangS”, 210022, “273 long street, High Building #3015”, “12345678”}，x的首地址在EDX中，则“unsigned xpost=x.post;”对应汇编指令为（ B ）。
A.leal 0x24(%edx), %eax
B.movl 0x18(%edx), %eax
C.leal 0x18(%edx), %eax
D.movl 0x24(%edx), %eax
10以下是关于IA-32处理器对齐方式的叙述，其中错误的是（ B ）。
A.不同操作系统采用的对齐策略可能不同
B.总是按其数据宽度进行对齐，例如，double型变量的地址总是8的倍数
C.对于同一个struct型变量，在不同对齐方式下可能会占用不同大小的存储区
D.可以用编译指导语句（如#pragma pack）设置对齐方式
第九周
1以下有关IA-32和x86-64之间比较的叙述中，错误的是（ C ）。
A.IA-32的通用寄存器为8/16/32位，而x86-64的通用寄存器为8/16/32/64位
B.IA-32的字长为32位，x86-64的字长为64位并兼容IA-32
C.(unsigned) long型变量在IA-32和x86-64中的长度都是64位（四字）
D.IA-32的通用寄存器有8个，而x86-64的通用寄存器有16个
2以下有关x86-64寄存器的叙述中，错误的是（ C ）。
A.用来存放将要执行的指令的地址的指令指针寄存器为64位的RIP
B.基址寄存器和编址寄存器都可以是任意一个64位的通用寄存器
C.任何浮点操作数都被分配在浮点寄存器栈（ST(0)~ST(7)）中
D.128位的XMM寄存器从原来IA-32中的8个增加到16个
3以下有关x86-64对齐方式的叙述中，错误的是（ D ）。
A.long、double、指针型数据必须按8字节边界对齐
B.short型数据必须按2字节边界对齐
C.int、float型数据必须按4字节边界对齐
D.long double型数据在内存占12字节空间（96位）
4以下有关x86-64传送指令的叙述中，错误的是（ D ）。
A.movzbq的功能是将8位寄存器内容零扩展为64位
B.movl相当于movzlq，能将目的寄存器高32位清0
C.相比IA-32，增加了movq指令，可传送64位数据
D.pushq和popq分别对ESP寄存器减8和加8
5假定变量x的类型为int，对于变量y的初始化声明“long y=(long) x;”，其对应的汇编指令是（ B ）。
A.movl %edx, %eax
B.movslq %edx, %rax
C.movq %rdx, %rax
D.movzlq %edx, %rax
6假定变量x的类型为long，对于变量y的初始化声明“int y=(int) x;”，其对应的汇编指令不可能是（ A ）。
A.movsql %rdx, %eax
B.movzlq %edx, %rax
C.movslq %edx, %rax
D.movl %edx, %eax
7以下是C语言赋值语句“x=a*b+c;”对应的x86-64汇编代码：
movslq %edx, %rdx
movsbl %sil, %esi
imull %edi, %esi
movslq %esi, %rsi
leaq (%rdx, %rsi), %rax
已知x、a、b和c分别在RAX、RDI、RSI和RDX对应宽度的寄存器中，根据上述汇编指令序列，推测x、a、b和c的数据类型分别为（ D ）。
A.x—long, a—int, b—char, c—long
B.x—long, a—long, b—char, c—long
C. x—long, a—long, b—char, c—int
D.x—long, a—int, b—char, c—int
8假定long型变量t、int型变量x和short型变量y分别在RAX、RDI和RSI对应宽度寄存器中，C语言赋值语句“t=(long)(x+y);”对应的x86-64汇编指令序列不可能是（ B ）。
A.movswl %si, %edx
addl %edi, %edx
movslq %edx, %rax
B.movswq %si, %rdx
leaq (%rdx, %rdi), %rax
C.movswq %si, %rsi
movslq %edi, %rdi
leaq (%rsi, %rdi), %rax
D.movswq %si, %rax
movslq %edi, %rdx
addq %rdx, %rax
9以下关于x86-64过程调用的叙述中，错误的是（ D ）。
A.在栈中的参数若是基本类型，则被分配8个字节空间
B.前6个参数采用通用寄存器传递，其余参数通过栈传递
C.返回参数存放在RAX相应宽度的寄存器中
D.在通用寄存器中传递的参数，都存放在64位寄存器中
10以下关于IA-32和x86-64指令系统比较的叙述中，错误的是（ C ）。
A.对于浮点操作数，x86-64存于128位的XMM中，而IA-32存于80位的ST(i)中
B.对于入口参数，x86-64可用通用寄存器传递，而IA-32需用栈来传递
C.对于返回地址，x86-64使用通用寄存器保存，而IA-32使用栈来保存
D.对于64位数据，x86-64可用一条指令处理，而IA-32需多条指令处理
第十周
1以下是有关使用GCC生成C语言程序的可执行文件的叙述，其中错误的是（ D ）。
A.第一步预处理，对#include、#define、#ifdef等预处理命令进行处理
B.第四步链接，将多个模块的机器语言代码链接生成可执行目标程序文件
C.第三步汇编，将汇编语言代码汇编转换为机器指令表示的机器语言代码
D.第二步编译，将预处理结果编译转换为二进制形式的汇编语言程序代码
2以下是有关使用GCC生成C语言程序的可执行文件的叙述，其中错误的是（ D ）。
A.预处理的结果还是一个C语言源程序文件，属于可读的文本文件
B.每个C语言源程序文件生成一个对应的可重定位目标文件
C.经过预处理、编译和汇编处理的结果是一个可重定位目标文件
D.只要在链接命令中指定所有的相关可重定位目标文件就能生成可执行文件
3以下是有关链接所带来的好处和不足的叙述，错误的是（ D ）。
A.使得程序员可以分模块开发程序，有利于提高大规模程序的开发效率
B.使得公共函数库可以为所有程序共享使用，有利于代码重用和提高效率
C.使得程序员仅需重新编译修改过的源程序模块，从而节省程序开发时间
D.使得所生成的可执行目标代码中包含了更多公共库函数代码，所占空间大
4以下关于ELF目标文件格式的叙述中，错误的是（ C ）。
A.可重定位目标文件是ELF格式的链接视图，由不同的节组成
B.可重定位和可执行两种目标文件中的代码都是二进制表示的指令形式
C.可重定位和可执行两种目标文件中的数据都是二进制表示的补码形式
D.可执行目标文件是ELF格式的执行视图，由不同的段组成
5以下关于链接器基本功能的叙述中，错误的是（ B ）。
A.根据所定义符号的首地址对符号的引用进行重定位
B.确定每个符号（包括全局变量和局部变量）的首地址
C.将每个符号引用与唯一的一个符号定义进行关联
D.将每个.o文件中的.data节、.text节和.bss节合并
6以下关于可重定位目标文件的叙述中，错误的是（ D ）。
A.在.rel.text节和.rel.data节中包含相应模块内所有可重定位信息
B.在.text节中包含相应模块内所有机器代码
C.在.rodata节中包含相应模块内所有只读数据
D.在.data节中包含相应模块内所有变量的初始值
7以下关于ELF目标文件的ELF头的叙述中，错误的是（ D ）。
A.包含了操作系统版本和机器结构类型等信息
B.包含了节头表和程序头表各自的起始位置和长度
C.数据结构在可重定位和可执行两种目标文件中完全一样
D.包含了ELF头本身的长度和目标文件的长度
8以下关于ELF目标文件的节头表的叙述中，错误的是（ B ）。
A.通过节头表可获得节的名称、类型、起始地址和长度
B.每个表项用来记录某个节的内容以及相关描述信息
C.数据结构在可重定位和可执行两种目标文件中完全一样
D.描述了每个可装入节的起始虚拟地址、对齐和存取方式
9以下关于ELF可重定位和可执行两种目标文件格式比较的叙述中，错误的是（ C ）。
A.可重定位目标文件中有可重定位节.rel.text和.rel.data，而在可执行目标文件中则没有
B.可执行目标文件中有程序头表（段头表），而在可重定位目标文件中则没有
C.可重定位目标文件中有初始化程序段.init节，而在可执行目标文件中则没有
D.可执行目标文件的ELF头中有具体程序入口地址，而在可重定位目标文件中则为0
10以下关于ELF可执行目标文件的程序头表（段头表）的叙述中，错误的是（ B ）。
A.描述了每个可装入段的起始虚拟地址、存储长度、存取方式和对齐方式
B.用于描述可执行文件中的节与主存中的存储段之间的映射关系
C..text节和.rodata节都包含在只读代码段，而.data节和.bss节都包含在读写数据段
D.通过段头表可获得可装入段或特殊段的类型、在文件中的偏移位置及长度
第十一周
1以下是链接过程中对符号定义的判断，其中错误的是（ D ）。
A.全局变量声明“int x, y;”中，x和y都是符号的定义
B.函数内的局部变量声明“short x=200;”中，x不是符号的定义
C.静态局部变量声明“static int x=*xp;”中，x是符号的定义
D.全局变量声明“int *xp=&x;”中，xp和x都是符号的定义
2若x为局部变量，xp、y和z是全局变量，则以下判断中错误的是（ B ）。
A.静态局部变量声明“static int x=*xp;”中，xp是符号的引用
B.赋值语句“int y=x+z;”中，y和z都是符号的引用
C.赋值语句“y=x+z;”中，y和z都是符号的引用
D.赋值语句“y=x+*xp;”中，y和xp都是符号的引用
3以下有关ELF目标文件的符号表的叙述中，错误的是（ B ）。
A.可重定位和可执行两种目标文件中都有符号表且数据结构一样
B.符号表中包含了所有定义符号的描述信息，包括局部变量的相关信息
C.通过符号表可获得符号的名称、所在节及在节中偏移地址和长度
D.符号表定义在.symtab节中，每个表项描述某个符号的相应信息
4以下是有关链接过程中符号解析（符号绑定）的叙述，其中错误的是（ C ）。
A.全局符号（包括外部全局符号）需将模块内的引用与模块外的定义符号绑定
B.符号解析的目的是将符号引用与某目标模块中定义的符号建立关联
C.同一个符号名可能在多个模块中有定义，每个定义处的符号都须分配空间
D.本地符号的解析比较简单，只要与本模块内定义的符号关联即可
5以下有关强符号和弱符号的符号解析的叙述中，错误的是（ D ）。
A.一个符号名可以有一个强符号和多个弱符号，强符号为其定义
B.一个符号名可以有多个弱符号，任选一个为其定义
C.一个符号名只能有一个强符号，否则符号解析失败
D.一个符号名可以仅出现在引用处或仅出现在定义处
6以下是两个源程序文件：
/* m1.c */ /* m2.c */
int p1(viod); static int main=1;
int main() int p1()
{ {
int p1= p1(); main++;
return p1; return main；
} }
对于上述两个源程序文件链接时的符号解析，错误的是（ C ）。
A.在m1中，定义了一个强符号main和一个弱符号p1
B.在m2中，定义了一个强符号p1和一个局部符号main
C.因为出现了两个强符号main，所以会发生链接错误
D.在m1中，对m2中定义的强符号p1的引用只有一处
7以下是两个源程序文件：
/* m1.c */ /* m2.c */
int p1; int main=1;
int main() int p1()
{ {
int p1= p1(); int p1=main++;
return p1; return main；
} }
对于上述两个源程序文件链接时的符号解析，错误的是（ A ）。
A.在模块m1的所有语句中，对符号p1的引用一共有三处
B.因为出现了两个强符号main，所以会发生链接错误
C.在m1中，定义了一个强符号main和一个弱符号p1
D.在m2中，定义了一个强符号p1和一个强符号main
8以下是两个源程序文件：
/* m1.c */ /* m2.c */
int x=100; float x;
int p1(viod); static main=1;
int main() int p1()
{ {
x= p1(); int p1=main + (int) x;
return x; return p1；
} }
对于上述两个源程序文件链接时的符号解析，错误的是（ D ）。
A.m1中对x的两处引用都与m1中对x的定义绑定
B.m2中的变量p1与函数p1被分配在不同存储区
C.虽然x、main和p1都出现了多次定义，但不会发生链接错误
D.m2中对x的引用与m2中对x的定义绑定
9 以下是两个源程序文件：
/* m1.c */ /* m2.c */
#include <stdio.h>
int x=100; double x;
short y=1, z=2;
int main() void p1()
{ {
p1(); x= -1.0;
printf(“x=%d, z=%d\n”, x, z); }
}
上述程序执行的结果是（ B ）。提示：1074790400=2^30+2^20，16400=2^14+2^4。
A.x=-1074790400, z=0
B. x=0, z=-16400
C.x=-1, z=2
D.x=100, z=2
解析： B、该题中变量x在m1.c中为强符号，在m2.c中为弱符号。在调用p1函数后，x处原来存放的100被替换，-1.0的double类型表示为1 0111 1111 111 00…0，十六进制表示为BFF0 0000 0000 0000。因为x、y和z都是初始化变量，同在.data节中，链接后空间被分配在一起，x占4B，随后y和z各占2B。因为IA-32为小端方式，所以，x的机器数为全0，y的机器数也为全0，z的机器数为BFF0H。执行printf函数后x=0, z=-(2^14+2^4)=-16400。
10假设调用关系如下：func.o→libx.a和liby.a中的函数，libx.a→libz.a中的函数，libx.a和liby.a之间、liby.a和libz.a相互独立，则以下几个命令行中，静态链接发生错误的命令是（ C ）。
A.gcc -static –o myfunc func.o libx.a liby.a libz.a
B.gcc -static –o myfunc func.o libx.a libz.a liby.a
C.gcc -static –o myfunc func.o liby.a libz.a libx.a
D.gcc -static –o myfunc func.o liby.a libx.a libz.a
第十二周
1以下有关重定位功能的叙述中，错误的是（ A ）。
A.重定位的最后一步是将引用处的地址修改为与之关联（绑定）的定义处的首地址
B.重定位的最终目标是重新确定各模块合并后每个引用所指向的目标地址
C.重定位的第二步是确定每个段的起始地址，并确定段内每个定义处符号的地址
D.重定位的第一步应先将相同的节合并，且将具有相同存取属性的节合并成段
解析： A、重定位最后一步是对引用处的地址进行重定位，重定位的方式有多种，只有绝对地址方式才是将引用处的地址修改为与之关联（绑定）的定义处的首地址，而对于其他重定位方式，就不一定是这样，例如，对于PC相对地址方式，引用处填写的是一个相对地址。
2以下有关重定位信息的叙述中，错误的是（ B ）。
A.重定位信息包含需重定位的位置、绑定的符号和重定位类型
B.重定位信息是由编译器在生成汇编指令时产生的
C.数据中的重定位信息在可重定位目标文件的.rel.data节中
D.指令中的重定位信息在可重定位目标文件的.rel.text节中
解析： B、重定位信息应该是在汇编阶段生成的，只有在汇编阶段生成机器指令时才知道需要进行重定位的位置，因为这些需重定位的位置在机器指令中，例如，CALL指令中的偏移地址等。
3假定“int buf[2]={10,50};”所定义的buf被分配在静态数据区，其首地址为0x8048930，bufp1为全局变量，被分配在buf随后的存储空间。以下关于“int *bufp1 = &buf[1];”的重定位的描述中，错误的是（ B ）。
A.在可执行目标文件中，地址0x8048938开始的4个字节为34H、89H、04H、08H
B.在相应的重定位条目中，对bufp1和buf的引用均采用绝对地址方式
C.在可重定位目标文件的.rel.data节中，有一个引用buf的重定位条目
D.bufp1的地址为0x8048938，重定位前的内容为04H、00H、00H、00H
解析： A、可执行文件已经进行了重定位，所以，bufp1所在的地址0x8048938处，应该是重定位后的值，显然应该是buf[1]的地址。重定位时通过初始值加上buf的值得到，即4+0x8048930=0x8048934，小端方式下，4个字节分别为34H、89H、04H、08H。 B、在重定位条目中只有对buf的引用，没有对bufp1的引用，这里bufp1是一个定义。 C、因为“int *bufp1 = &buf[1];”是一个声明，也即是对变量bufp1的数据类型的定义和初始化，因此这个需要重定位的初始化值将被存储在.date节中，因而重定位条目在.rel.data节中，并且是绑定buf的一个引用，即引用buf的一个重定位条目。 D、因为buf有2个数组元素，每个元素占4B，因此bufp1的地址为0x8048930+8=0x8048938，重定位时与引用绑定的符号是buf，即绑定的是&buf[0]，而真正赋给bufp1的是&buf[1]，引用的地址和绑定的地址相差4，所以重定位前的内容为十六进制数04 00 00 00。
4假定“int buf[2]={10,50};”所定义的buf被分配在静态数据区，其首地址为0x8048930，bufp1为全局变量，也被分配在静态数据区。以下关于“bufp1 = &buf[1];”的重定位的描述中，错误的是（ D ）。
A.在可重定位目标文件的.rel.text节中，有一个与buf相关的重定位条目
B.可用一条mov指令实现该赋值语句，该mov指令中有两处需要重定位
C.在相应的重定位条目中，对bufp1和buf的引用均采用绝对地址方式
D.在可重定位目标文件的.rel.data节中，有一个与bufp1相关的重定位条目
解析： A、赋值语句“ bufp1 = &buf[1];”用movl指令可以实现，所以，对buf的引用出现在机器代码中，即.text节中，因而重定位条目在.rel.text节中。 B、赋值语句“ bufp1 = &buf[1];”用movl指令可以实现，其源操作数和目操作数都需要重定位。 C、赋值语句“ bufp1 = &buf[1];”用movl指令可以实现，其源操作数和目操作数都是绝对地址方式。 D、因为“bufp1 = &buf[1];”是一个赋值语句，而不是一个声明，因而不需要对.data节中的bufp1变量进行重定位，也即重定位条目不在.rel.data节中。
5以下是有关在Linux系统中启动可执行目标文件执行的叙述，其中错误的是（ D ）。
A.可在CUI（命令行用户界面）中的命令行提示符后输入对应的命令来启动其执行
B.可以通过在一个程序中调用execve()系统调用函数来启动可执行文件执行
C.不管是哪种启动执行方式，最终都是通过调用execve()系统调用函数实现的
D.可在CUI（命令行用户界面）中双击可执行目标文件对应的图标来启动其执行
6以下是有关在Linux系统中加载可执行目标文件的叙述，其中错误的是（ C ）。
A.任何可执行目标文件中的可装入段被映射到一个统一的虚拟地址空间
B.加载器通过可执行目标文件中的程序头表对可装入段进行加载
C.在可执行目标文件的加载过程中，其中的指令和数据被读入主存
D.可执行目标文件的加载通过execve()函数调用的加载器来完成
7以下是在Linux系统中启动并加载可执行目标文件过程中shell命令行解释程序所做的部分操作：
① 构造构造argv和envp
② 调用fork()系统调用函数
③ 调用execve()系统调用函数
④ 读入命令（可执行文件名）及参数
启动并加载可执行目标文件的正确步骤是（ D ）。
A.②→④→①→③
B.①→②→③→④
C.④→①→③→②
D.④→①→②→③
8以下是有关动态链接及其所链接的共享库以及动态链接生成的可执行目标文件的叙述，其中错误的是（ D ）。
A.共享库在Linux下称为动态共享对象（.so），在Windows下称为动态链接库（.dll）
B.可执行目标文件在加载或执行时，系统将会调出动态链接器利用共享库对其进行动态链接
C.生成的可执行目标文件是部分链接的，也即，其中还有部分引用没有进行重定位
D.可执行目标文件由动态链接器对可重定位目标文件和共享库中部分信息进行链接而成
9以下是有关静态链接和动态链接比较的叙述，其中错误的是（ B ）。
A.静态库函数更新后需对程序重新编译和链接，而共享库函数更新后程序无需重新编译和链接
B.静态链接情况下静态库函数在加载时被链接，动态链接情况下共享库函数可在加载或运行时被链接
C.静态库函数代码包含在进程代码段中，而共享库函数代码不包含在进程代码段中
D.静态库函数代码包含在可执行目标文件中，而共享库函数代码不包含在可执行目标文件中
10一个共享库文件（.so文件）由多个模块（.o文件）生成。在生成共享库文件的过程中，需要对.o文件进行处理，以生成位置无关代码。以下有关位置无关代码（PIC）生成的叙述中，错误的是（ D ）。
A.模块外数据的引用需要动态链接器进行重定位，重定位时在GOT中填入外部数据的地址
B.模块内函数之间的调用可用PC相对地址实现，无需动态链接器进行重定位
C.模块内数据的引用无需动态链接器进行重定位，因为引用与定义间相对位置固定
D.模块间函数调用需要动态链接器进行重定位，重定位时在GOT和PLT中填入相应内容
