面经——嵌入式常见面试题总结100题（下）_嵌入式面试经典100题

参考：嵌入式常见面试题总结（1）
作者：天泉证道
发布时间： 2018-11-08 09:33:43
网址：https://guoyanzhang.blog.csdn.net/article/details/83855895

51，简述LINUX驱动中字符设备和块设备的区别？

答：字符设备的特点是数据以字符流的方式进行访问，数据的顺序不能错序，乱序和随机读写，字符设备内核中不需要读写的缓冲，其驱动不支持lseek()函数
块设备的特点是数据是固定块大小（典型值有512字节，2KB,4KB）进行读写，块设备可以随机读写，读写的时候内核中需要缓冲，驱动支持lseek()函数，块设备中数据的访问需要先mount到LINUX的目录文件后才能访问里面的数据
LINUX中字符设备架构相对简单，应用编程的系统调用open,close,read,write和ioctl等函数驱动里面有相应的file_operations结构体里面的函数与之对应。

LINUX中块设备架构相对复杂，应用程序的读写会通过块设备里面的文件系统转化为读写的IO请求，块设备驱动里面通过gendisk结构体抽象块设备，并通过对请求队列的处理来实现对块设备的读写。

参考：https://www.cnblogs.com/feige1314/p/7402144.html

52，试总结单片机底层开发与LINUX驱动开发有哪些异同？

答：底层的程序包括，内核，bootloader和驱动。基本开发Android硬件产品公司主要需要这一类人。而不同产品中，内核和bootloader变化较小，主要的工作量是在驱动之上。驱动相当于 单片机程序+linux内核接口。

但是从单片机转型为Linux驱动开发的，几个主要问题的，是代码量急剧增加，在单片机中有一些习惯在驱动开发里变成致命的陷阱。比如不喜欢用宏，在驱动大量用到内核复杂结构而单片机往往自写，还有一个并发处理，也是一个难点。

相同点：
单片机开发和LINUX的驱动开发都有对硬件的操作，最底层对硬件的寄存器操作，对时序的理解是一致的。
不同点：
1.单片机是对外设的IO实地址进行直接操作，而LINUX里面，由于使能了MMU，所以对外设IO地址的操作必须先通过ioremap()或者通过静态映射，把外设IO地址映射到内核的虚拟地址空间后才能正确操作。
2.在单片机编写对应设备的驱动不用考虑系统太多的系统分层问题，重用其他的代码量比较小，而LINUX采用分层抽象的思想，在LINUX中编写设备驱动，要按照LINUX已经搭建好的层次结构进行驱动编写，经常调用LINUX提供的函数和机制，代码重用性大。
3.由于LINUX是一个多任务的系统，即使在单核CPU上也存在资源竞争的情况（思考一下，LINUX里面那些地方可能导致资源竞争），所以在对驱动的编写的时候，对竞争资源需要采用一定的资源保护机制，比如原子变量，自旋锁等
4.单片机中断处理时，一般直接在产生中断的进入到中断处理函数里面在关中断的情况下处理完中断就可以。而LINUX里面把中断分为2部分，上半部分和下班部分，在上半部分中，是在关中断情况下，只做最基本和最核心的部分，然后在下半部分在开中断情况下，通过LINUX提供的各种机制来处理（思考： LINUX中断的底半部分有哪些模式）。

53.请从网卡、USB HOST、LCD驱动器、NAND FLASH、WIFI 、音频芯片中选择一个或者2个（可以以具体的芯片为例），对下面的问题做答：

 
1)如果是外部扩展芯片，请说出你用的芯片的型号 
2)画出上题中你选定相应硬件模块与CPU的主要引脚连线 

3) 编写上题中你选定相应硬件模块相应LINUX驱动的流程？ 

54，linux驱动分类？

答：Linux设备驱动的分类
　　（1）字符设备。
　　（2） 块设备。
　　（3） 网络设备。　　

字符设备指那些必须以串行顺序依次进行访问的设备，如触摸屏、磁带驱动器、鼠标等。块设备可以用任意顺序进行访问，以块为单位进行操作，如硬盘、软驱等。字符设备不经过系统的快速缓冲，而块设备经过系统的快速缓冲。但是，字符设备和块设备并没有明显的界限，如对于Flash设备，符合块设备的特点，但是我们仍然可以把它作为一个字符设备来访问。网络设备在Linux里做专门的处理。Linux的网络系统主要是基于BSD unix的socket 机制。在系统和驱动程序之间定义有专门的数据结构(sk_buff)进行数据的传递。系统里支持对发送数据和接收数据的缓存，提供流量控制机制，提供对多协议的支持。

55，信号量与自旋锁？

答：自旋锁是专为防止多处理器并发而引入的一种锁，它应用于中断处理等部分。对于单处理器来说，防止中断处理中的并发可简单采用关闭中断的方式，不需要自旋锁。自旋锁最多只能被一个内核任务持有，如果一个内核任务试图请求一个已被争用(已经被持有)的自旋锁，那么这个任务就会一直进行忙循环——旋转——等待锁重新可用。要是锁未被争用，请求它的内核任务便能立刻得到它并且继续进行。自旋锁可以在任何时刻防止多于一个的内核任务同时进入临界区，因此这种锁可有效地避免多处理器上并发运行的内核任务竞争共享资源。事实上，自旋锁的初衷就是：在短期间内进行轻量级的锁定。一个被争用的自旋锁使得请求它的线程在等待锁重新可用的期间进行自旋(特别浪费处理器时间)，所以自旋锁不应该被持有时间过长。如果需要长时间锁定的话, 最好使用信号量。但是自旋锁节省了上下文切换的开销。
自旋锁的基本形式如下：
　　spin_lock(&mr_lock);
　　//临界区
　　spin_unlock(&mr_lock);
因为自旋锁在同一时刻只能被最多一个内核任务持有，所以一个时刻只有一个线程允许存在于临界区中。这点很好地满足了对称多处理机器需要的锁定服务。在单处理器上，自旋锁仅仅当作一个设置内核抢占的开关。如果内核抢占也不存在，那么自旋锁会在编译时被完全剔除出内核。简单的说，自旋锁在内核中主要用来防止多处理器中并发访问临界区，防止内核抢占造成的竞争。另外自旋锁不允许任务睡眠(持有自旋锁的任务睡眠会造成自死锁——因为睡眠有可能造成持有锁的内核任务被重新调度，而再次申请自己已持有的锁)，它能够在中断上下文中使用。

死锁：假设有一个或多个内核任务和一个或多个资源，每个内核都在等待其中的一个资源，但所有的资源都已经被占用了。这便会发生所有内核任务都在相互等待，但它们永远不会释放已经占有的资源，于是任何内核任务都无法获得所需要的资源，无法继续运行，这便意味着死锁发生了。自死琐是说自己占有了某个资源，然后自己又申请自己已占有的资源，显然不可能再获得该资源，因此就自缚手脚了。递归使用一个自旋锁就会出现这种情况。

信号量是一种睡眠锁。如果有一个任务试图获得一个已被持有的信号量时，信号量会将其推入等待队列，然后让其睡眠。这时处理器获得自由去执行其它代码。当持有信号量的进程将信号量释放后，在等待队列中的一个任务将被唤醒，从而便可以获得这个信号量。
　　信号量的睡眠特性，使得信号量适用于锁会被长时间持有的情况；只能在进程上下文中使用，因为中断上下文中是不能被调度的；另外当代码持有信号量时，不可以再持有自旋锁。
信号量基本使用形式为：
　　static DECLARE_MUTEX(mr_sem);//声明互斥信号量
　　if(down_interruptible(&mr_sem))
           //可被中断的睡眠，当信号来到，睡眠的任务被唤醒
           //临界区
       up(&mr_sem);
信号量和自旋锁区别
　　从严格意义上讲，信号量和自旋锁属于不同层次的互斥手段，前者的实现有赖于后者。
注意以下原则:
   如果代码需要睡眠——这往往是发生在和用户空间同步时——使用信号量是唯一的选择。由于不受睡眠的限制，使用信号量通常来说更加简单一些。如果需要在自旋锁和信号量中作选择，应该取决于锁被持有的时间长短。理想情况是所有的锁都应该尽可能短的被持有，但是如果锁的持有时间较长的话，使用信号量是更好的选择。另外，信号量不同于自旋锁，它不会关闭内核抢占，所以持有信号量的代码可以被抢占。这意味者信号量不会对影响调度反应时间带来负面影响。
自旋锁对信号量
需求　　　　　　　　　　　　　　建议的加锁方法
低开销加锁　　　　　　　　　　　优先使用自旋锁
短期锁定　　　　　　　　　　　　优先使用自旋锁
长期加锁　　　　　　　　　　　　优先使用信号量
中断上下文中加锁　　　　　　　　使用自旋锁
持有锁是需要睡眠、调度　　　　　使用信号量 
 

56，platform总线设备及总线设备如何编写？

答：platform总线是内核注册好的用于管理设备及驱动的一种模式。
其总线对应的类型即使，struct bus_type.
总线实现好了匹配规则，内核对于往platform总线上注册的设备
及驱动对应的类型做了抽象。

参考：https://blog.csdn.net/u011164819/article/details/49966493

57，kmalloc和vmalloc的区别？

答：kmalloc()用于申请较小的、连续的物理内存.

1. 以字节为单位进行分配，在<linux/slab.h>中
2. void *kmalloc(size_t size, int flags) 分配的内存物理地址上连续，虚拟地址上自然连续
3. gfp_mask标志：什么时候使用哪种标志？如下：
———————————————————————————————-
情形        相应标志
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进程上下文，可以睡眠 GFP_KERNEL
进程上下文，不可以睡眠 GFP_ATOMIC
中断处理程序 GFP_ATOMIC
软中断 GFP_ATOMIC
Tasklet GFP_ATOMIC
用于DMA的内存，可以睡眠 GFP_DMA | GFP_KERNEL
用于DMA的内存，不可以睡眠 GFP_DMA | GFP_ATOMIC
———————————————————————————————-
4. void kfree(const void *ptr)
释放由kmalloc()分配出来的内存块
vmalloc()
用于申请较大的内存空间，虚拟内存是连续的
1. 以字节为单位进行分配，在<linux/vmalloc.h>中
2. void *vmalloc(unsigned long size) 分配的内存虚拟地址上连续，物理地址不连续
3. 一般情况下，只有硬件设备才需要物理地址连续的内存，因为硬件设备往往存在于MMU之外，根本不了解虚拟地址；但为了性能上的考虑，内核中一般使用 kmalloc()，而只有在需要获得大块内存时才使用vmalloc()，例如当模块被动态加载到内核当中时，就把模块装载到由vmalloc()分配 的内存上。
4.void vfree(void *addr)，这个函数可以睡眠，因此不能从中断上下文调用。
malloc(), vmalloc()和kmalloc()区别
[*]kmalloc和vmalloc是分配的是内核的内存,malloc分配的是用户的内存
[*]kmalloc保证分配的内存在物理上是连续的,vmalloc保证的是在虚拟地址空间上的连续,malloc不保证任何东西(这点是自己猜测的,不一定正确)
[*]kmalloc能分配的大小有限,vmalloc和malloc能分配的大小相对较大
[*]内存只有在要被DMA访问的时候才需要物理上连续
[*]vmalloc比kmalloc要慢

58、module_init的级别？

答：（网上很少有这个的讲解）几乎每个linux驱动都有个module_init（与module_exit的定义在Init.h (/include/linux) 中）。没错，驱动的加载就靠它。为什么需要这样一个宏？原因是按照一般的编程想法，各部分的初始化函数会在一个固定的函数里调用。

内核的加载的时候，会搜索".initcall"中的所有条目，并按优先级加载它们，普通驱动程序的优先级是6。其它模块优先级列出如下：值越小，越先加载。

参考：https://www.cnblogs.com/x_wukong/p/5923876.html

59、添加驱动？

答：静态加载和动态加载：
静态加载是系统启动的时候由内核自动加载的，这个要事先将驱动编译进内核才行；
动态加载，也就是模块加载方式，这种方式下驱动以模块的形式存放在文件系统中，需要时动态载入内核，这种主要用在调试的时候，比较方便灵活。insmod module.ko。

60、IIC原理？

物理结构上，IIC系统由一条串行数据线SDA和一条串行时钟线SCL组成。主机按一定的通信协议向从机寻址和进行信息 传输。在数据传输时，由主机初始化一次数据传输，主机使数据在SDA线上传输的同时还通过SCL线传输时钟。信息传输的对象和方向以及信息传输的开始和终 止均由主机决定。
每个器件都有一个唯一的地址，而且可以是单接收的器件（例如：LCD驱动器）或者可以接收也可以发送的器件（例如：存储器）。发送器或接收器可以在主模式或从模式下操作，这取决于芯片是否必须启动数据的传输还是仅仅被寻址。

参考：http://blog.sina.com.cn/s/blog_71c0df0d0101qci6.html

61，kernel panic？

答：Linux kernel panic是很难定位和排查的重大故障,一旦系统发生了kernel panic，相关的日志信息非常少，而一种常见的排查方法—重现法–又很难实现，因此遇到kernel panic的问题，一般比较头疼。
没有一个万能和完美的方法来解决所有的kernel panic问题，这篇文章仅仅只是给出一些思路，一来如何解决kernel panic的问题，二来可以尽可能减少发生kernel panic的机会。

就像名字所暗示的那样，它表示Linux kernel走到了一个不知道该怎么走下一步的状况，一旦到这个情况，kernel就尽可能把它此时能获取的全部信息都打印出来，至于能打印出多少信息，那就看是那种情况导致它panic了。

有两种主要类型kernel panic：

1. hard panic(也就是Aieee信息输出)

soft panic (也就是Oops信息输出)

内核错误(Kernel panic)是指操作系统在监测到内部的致命错误，并无法安全处理此错误时采取的动作。这个概念主要被限定在Unix以及类Unix系统中;对于MicrosoftWindows系统，等同的概念通常被称为蓝屏死机。

操作系统试图读写无效或不允许的内存地址是导致内核错误的一个常见原因。内核错误也有可能在遇到硬件错误或操作系统BUG时发生。在许多情况中，操作系统可以在内存访问违例发生时继续运行。然而，系统处于不稳定状态时，操作系统通常会停止工作以避免造成破坏安全和数据损坏的风险，并提供错误的诊断信息。

Linux中由硬盘硬件错误导致的内核错误内核错误在早期的Unix系统中被引入，显示了在Unix与其前序的Multics在设计哲学上的主要差异之一。

参考1：https://blog.csdn.net/wxlinwzl/article/details/7046309

参考2：https://baike.so.com/doc/550162-582404.html

62，USB总线，USB传输种类，urb等？

答：USB总线：
USB总线属于一种轮询式总线，主机控制端口初始化所有的数据传输。每一总线动作最多传送三个数据包，包括令牌(Token)、数据(Data)、联络(HandShake)。按照传输前制定好的原则，在每次传送开始时，主机送一个描述传输动作的种类、方向、USB设备地址和终端号的USB数据包，这个数据包通常被称为令牌包(TokenPacket)。USB设备从解码后的数据包的适当位置取出属于自己的数据。数据传输方向不是从主机到设备就是从设备到主机。在传输开始时，由标志包来标志数据的传输方向，然后发送端开始发送包含信息的数据包或表明没有数据传送。接收端也要相应发送一个握手的数据包表明是否传送成功。发送端和接收端之间的USB数据传输，在主机和设备的端口之间，可视为一个通道。USB中有一个特殊的通道一缺省控制通道，它属于消息通道，设备一启动即存在，从而为设备的设置、状态查询和输入控制信息提供一个入口。

USB总线的四种传输类型：

中断传输：由OUT事务和IN事务构成，用于键盘、鼠标等HID设备的数据传输中 2、批量传输：由OUT事务和IN事务构成，用于大容量数据传输，没有固定的传输速率，也不占用带宽，当总线忙时，USB会优先进行其他类型的数据传输，而暂时停止批量转输。 3、同步传输：由OUT事务和IN事务构成，有两个特别地方，第一，在同步传输的IN和OUT事务中是没有返回包阶段的；第二，在数据包阶段任何的数据包都为DATA0 4、控制传输：最重要的也是最复杂的传输，控制传输由三个阶段构成（初始配置阶段、可选数据阶段、状态信息步骤），每一个阶段能够看成一个的传输，也就是说控制传输其实是由三个传输构成的，用来于USB设备初次加接到主机之后，主机通过控制传输来交换信息，设备地址和读取设备的描述符，使得主机识别设备，并安装相应的驱动程式，这是每一个USB研发者都要关心的问题。

USB请求块（USB request block，urb）是USB设备驱动中用来描述与USB设备通信所用的基本载体和核心数据结构，非常类似于网络设备驱动中的sk_buff结构体，是USB主机与设备通信的“电波”。

63，同步和互斥？

答：相交进程之间的关系主要有两种，同步与互斥。所谓互斥，是指散布在不同进程之间的若干程序片断，当某个进程运行其中一个程序片段时，其它进程就不能运行它们之中的任一程序片段，只能等到该进程运行完这个程序片段后才可以运行。所谓同步，是指散布在不同进程之间的若干程序片断，它们的运行必须严格按照规定的某种先后次序来运行，这种先后次序依赖于要完成的特定的任务。
　　显然，同步是一种更为复杂的互斥，而互斥是一种特殊的同步。也就是说互斥是两个线程之间不可以同时运行，他们会相互排斥，必须等待一个线程运行完毕，另一个才能运行，而同步也是不能同时运行，但他是必须要安照某种次序来运行相应的线程（也是一种互斥）！
总结:
　　互斥：是指某一资源同时只允许一个访问者对其进行访问，具有唯一性和排它性。但互斥无法限制访问者对资源的访问顺序，即访问是无序的。
　　同步：是指在互斥的基础上（大多数情况），通过其它机制实现访问者对资源的有序访问。在大多数情况下，同步已经实现了互斥，特别是所有写入资源的情况必定是互斥的。少数情况是指可以允许多个访问者同时访问资源

64，Linux设备中字符设备与块设备有什么主要的区别？请分别列举一些实际的设备说出它们是属于哪一类设备。

答：字符设备：字符设备是个能够像字节流（类似文件）一样被访问的设备，由字符设备驱动程序来实现这种特性。字符设备驱动程序通常至少实现open,close,read和write系统调用。字符终端、串口、鼠标、键盘、摄像头、声卡和显卡等就是典型的字符设备。
块设备：和字符设备类似，块设备也是通过/dev目录下的文件系统节点来访问。块设备上能够容纳文件系统，如：u盘，SD卡，磁盘等。
字符设备和块设备的区别仅仅在于内核内部管理数据的方式，也就是内核及驱动程序之间的软件接口，而这些不同对用户来讲是透明的。在内核中，和字符驱动程序相比，块驱动程序具有完全不同的接口

65，查看驱动模块中打印信息应该使用什么命令？如何查看内核中已有的字符设备的信息？如何查看正在使用的有哪些中断号？

答：1) 查看驱动模块中打印信息的命令：dmesg

2) 查看字符设备信息可以用lsmod 和modprobe，lsmod可以查看模块的依赖关系，modprobe在加载模块时会加载其他依赖的模块。
3）显示当前使用的中断号cat /proc/interrupt
 

66，Linux中引入模块机制有什么好处？

答：首先，模块是预先注册自己以便服务于将来的某个请求，然后他的初始化函数就立即结束。换句话说，模块初始化函数的任务就是为以后调用函数预先作准备。
好处：
1) 应用程序在退出时，可以不管资源的释放或者其他的清除工作，但是模块的退出函数却必须仔细此撤销初始化函数所作的一切。
2) 该机制有助于缩短模块的开发周期。即：注册和卸载都很灵活方便。

67，copy_to_user()和copy_from_user()主要用于实现什么功能？一般用于file_operations结构的哪些函数里面？

答：由于内核空间和用户空间是不能互相访问的，如果需要访问就必须借助内核函数进行数据读写。copy_to_user():完成内核空间到用户空间的复制，copy_from_user()：是完成用户空间到内核空间的复制。一般用于file_operations结构里的read,write,ioctl等内存数据交换作用的函数。当然，如果ioctl没有用到内存数据复制，那么就不会用到这两个函数。

68，请简述主设备号和次设备号的用途。如果执行mknod chartest c 4 64，创建chartest设备。请分析chartest使用的是那一类设备驱动程序。

答：1）主设备号：主设备号标识设备对应的驱动程序。虽然现代的linux内核允许多个驱动程序共享主设备号，但我们看待的大多数设备仍然按照“一个主设备对应一个驱动程序”的原则组织。
  次设备号：次设备号由内核使用，用于正确确定设备文件所指的设备。依赖于驱动程序的编写方式，我们可以通过次设备号获得一个指向内核设备的直接指针，也可将此设备号当作设备本地数组的索引。
2）chartest 由驱动程序4管理，该文件所指的设备是64号设备。（感觉类似于串口终端或者字符设备终端）。

69，设备驱动程序中如何注册一个字符设备？分别解释一下它的几个参数的含义。

答：注册一个字符设备驱动有两种方法：
1） void cdev_init(struct cdev *cdev, struct file_operations *fops)
该注册函数可以将cdev结构嵌入到自己的设备特定的结构中。cdev是一个指向结构体cdev的指针，而fops是指向一个类似于file_operations结构（可以是file_operations结构，但不限于该结构）的指针.
2） int register_chrdev(unsigned int major, const char *namem , struct file)operations *fopen);
该注册函数是早期的注册函数，major是设备的主设备号，name是驱动程序的名称，而fops是默认的file_operations结构（这是只限于file_operations结构）。对于register_chrdev的调用将为给定的主设备号注册0－255作为次设备号，并为每个设备建立一个对应的默认cdev结构。

70，请简述中断与DMA的区别。Linux设备驱动程序中，使用哪个函数注册和注销中断处理程序？

答：1）DMA：是一种无须CPU的参与就可以让外设与系统内存之间进行双向数据传输的硬件机制，使用DMA可以使系统CPU从实际的I／O数据传输过程中摆脱出来，从而大大提高系统的吞吐率。
中断：是指CPU在执行程序的过程中，出现了某些突发事件时CPU必须暂停执行当前的程序，转去处理突发事件，处理完毕后CPU又返回源程序被中断的位置并继续执行。
所以中断和MDA的区别就是DMA不需CPU参与而中断是需要CPU参与的。
2）中断注册函数和中断注销函数
注册中断：
int request_irq(unsigned int irq, irqreturn_t (*handler)(int, void *, struct pt_regs *), unsigned long flags, const char *dev_name, void *dev_id);
参数意义依次是：中断号，中断处理函数，中断管理有关的掩码，中断请求设备名，中断信号线。
过程是：dev_name设备请求中断->cpu分配中断号->设置中断管理的掩码->分配中断信号线->处理中断函数->完成之后再根据设置情况返回原处理程序处继续处理程序。
注销中断；
Void free_irq(unsigned int irq, void *dev_id);
释放中断和中断信号线

71，中断和轮询哪个效率高？怎样决定是采用中断方式还是采用轮询方式去实现驱动？

答：中断是CPU处于被中状态下来接受设备的信号，而轮询是CPU主动去查询该设备是否有请求。凡事都是两面性，所以，看效率不能简单的说那个效率高。如果是请求设备是一个频繁请求cpu的设备，或者有大量数据请求的网络设备，那么轮询的效率是比中断高。如果是一般设备，并且该设备请求cpu的频率比较底，则用中断效率要高一些。

72，简单描述在cs8900的驱动设计中, 发送数据frame和接收数据frame的过程。

答：1）发送流程如下：
（1） 网络设备驱动程序从上层协议传递过来的sk_buff参数获得数据包的有效数据和长度，将有效数据放入临时缓冲区。
（2） 对于以太网，如果有效数据的长度小于以太网冲突检测所要求的数据桢的最小长度，则给临时缓冲区的末尾填充0
（3） 设置硬件寄存器，驱使网络设备进行数据发送操作。
   2）接收流程
网络设备接收数据主要是由中断引发设备的中断处理函数，中断处理函数判断中断类型，如果为接收中断，则读取接受到的数据，分配sk_buff数据结构和数据缓冲区，将接收到的数据复制到数据缓冲区，并调用netif_rx()函数将sk_buff传递给上层协议。

73，cs8900.c的驱动中，发送数据frame的过程为什么需要关中断?接收数据frame的过程为什么不需要关中断?

答：在发送过程中是不能被打断的，在发送的过程中，不关中断，这时候如果有一个中断到来，那么cpu有可能会去相应该中断，如果该中断需要改写的数据是发送数据的缓冲区，那么缓冲区将被改写，这样即使cpu相应完毕该中断，再发送数据，接收方也不认识该数据不能接收。
在接收数据的时候，需要打开中断，是因为要及时的相应接收到的数据。如果关闭该中断，那么接收方有可能因为相应优先级高的中断而接收不到该数据。

74、简单描述skbuff这个数据结构在网络结构中所起到的作用,为什么需要一个skbuff,它的分配和释放主要都在什么部位？

答：sk_buff结构非常重要，它的含义为“套接字缓冲区”，用于在linux网络子系统中的各层之间传递数据。
当发送数据包时，linux内核的网络处理模块必须建立一个包含要传输的数据包的sk_buff，然后将sk_buff递交给下层，各层在sk_buff中添加不同的协议头直至交给网络设备发送。同样的，当网络设备从网络媒介上接受到数据包后，它必须将接受到的数据转换为sk_buff数据结构并传递给上层，盖层不抛去相应的协议头直至交给用户。分配sk_buff在接收一开始就应该分配，在发送完毕数据之后可以释放sk_buff。

75，三次握手，四次挥手的原理？

答：三次握手：

client请求连接；

server同意连接；

client收到同意回复；

四次挥手：

client请求发送关闭；

server同意client发送关闭；

server请求发送关闭；

client同意server发送关闭。

为什么握手三次，而是挥手四次？

因为当Server端收到Client端的SYN连接请求报文后，可以直接发送SYN+ACK报文。其中ACK报文是用来应答的，SYN报文是用来同步的。但是关闭连接时，当Server端收到FIN报文时，很可能并不会立即关闭SOCKET，所以只能先回复一个ACK报文，告诉Client端，"你发的FIN报文我收到了"。只有等到我Server端所有的报文都发送完了，我才能发送FIN报文，因此不能一起发送。故需要四步握手。

参考：https://www.cnblogs.com/zedosu/p/6710167.html

76，ping命令的底层实现？

答：ping命令是用来查看网络上另一个主机系统的网络连接是否正常的一个工具。ping命令的工作原理是：向网络上的另一个主机系统发送ICMP报文，如果指定系统得到了报文，它将把报文一模一样地传回给发送者，这有点象潜水艇声纳系统中使用的发声装置。

参考：http://blog.chinaunix.net/uid-26758209-id-3146251.html

77，路由器原理？

答：网络的互连有多种方式，其中使用最多的是网桥互连和路由器互连。

网桥互连：

网桥工作在OSI模型中的第二层，即链路层。完成数据帧（frame）的转发，主要目的是在连接的网络间提供透明的通信。网桥的转发是依据数据帧中的源地址 和目的地址来判断一个帧是否应转发和转发到哪个端口。帧中的地址称为“MAC”地址或“硬件”地址，一般就是网卡所带的地址。

路由器互连：

路由器工作在OSI模型中的第三层，即网络层。路由器利用网络层定义的“逻辑”上的网络地址（即IP地址）来区别不同的网络，实现网络的互连和隔离，保持各 个网络的独立性。路由器不转发广播消息，而把广播消息限制在各自的网络内部。发送到其他网络的数据茵先被送到路由器，再由路由器转发出去。

路由动作包括两项基本内容：寻径和转发。

寻径即判定到达目的地的最佳路径，由路由选择算法来实现。

转发即沿寻径好的最佳路径传送信息分组。

参考：http://www.cnblogs.com/hnrainll/archive/2011/10/17/2215094.html

78，二，三，四层交换原理？

答：二层交换（也称为桥接）是基于硬件的桥接。基于每个末端站点的唯一MAC地址转发数据包。二层交换的高性能可以产生增加各子网主机数量的网络设计。其仍然有桥接所具有的特性和限制。二层交换机 基于MAC地址

三层交换是基于硬件的路由选择。路由器和第三层交换机对数据包交换操作的主要区别在于物理上的实施。三层基于IP，就是网络。

四层交换的简单定义是：不仅基于MAC（第二层桥接）或源/目的地IP地址（第三层路由选择），同时也基于TCP/UDP应用端口来做出转发决定的能力。其使网络在决定路由时能够区分应用。能够基于具体应用对数据流进行优先级划分。它为基于策略的服务质量技术提供了更加细化的解决方案。提供了一种可以区分应用类型的方法。四层交换机 基于端口，就是应用。

二层交换技术从网桥发展到VLAN（虚拟局域网），在局域网建设和改造中得到了广泛的应用。第二层交换技术是工作在OSI七层网络模型中的第二层，即数据链路层。它按照所接收到数据包的目的MAC地址来进行转发，对于网络层或者高层协议来说是透明的。它不处理网络层的IP地址，不处理高层协议的诸如TCP、UDP的端口地址，它只需要数据包的物理地址即MAC地址，数据交换是靠硬件来实现的，其速度相当快，这是二层交换的一个显著的优点。但是，它不能处理不同IP子网之间的数据交换。传统的路由器可以处理大量的跨越IP子网的数据包，但是它的转发效率比二层低，因此要想利用二层转发效率高这一优点，又要处理三层IP数据包，三层交换技术就诞生了。

三层交换技术的工作原理

第三层交换工作在OSI七层网络模型中的第三层即网络层，是利用第三层协议中的IP包的包头信息来对后续数据业务流进行标记，具有同一标记的业务流的后续报文被交换到第二层数据链路层，从而打通源IP地址和目的IP地址之间的一条通路。这条通路经过第二层链路层。有了这条通路，三层交换机就没有必要每次将接收到的数据包进行拆包来判断路由，而是直接将数据包进行转发，将数据流进行交换。

参考：https://blog.csdn.net/zqixiao_09/article/details/51154368

 

79，zigbee原理？

答：ZigBee是一种高可靠的无线数传网络，类似于CDMA和GSM网络。ZigBee数传模块类似于移动网络基站。通讯距离从标准的75m到几百米、几公里，并且支持无限扩展。Zigbee技术特点主要有低功耗、低成本、时延短、网络容量大、工作频段灵活、低速率、安全的数据传输等。其中低功耗是Zigbee技术最重要的特点。由于 Zigbee的传输速率相对较低发射功率较小，使得 Zig bee设备很省电，这是 Zigbee技术能够广泛应用的基石。ZigBee协议适应无线传感器的低花费、低能量、高容错性等的要求。Zigbee的基础是IEEE 802.15.4。但IEEE仅处理低级MAC层和物理层协议，因此Zigbee联盟扩展了IEEE，对其网络层协议和API进行了标准化。Zigbee是一种新兴的短距离、低速率的无线网络技术。主要用于近距离无线连接。它有自己的协议标准，在数千个微小的传感器之间相互协调实现通信。

参考：http://www.elecfans.com/baike/tongxingjishu/wuxiantongxin/20171106575781.html

80，wifi实现原理？

答：Wi-Fi是一种允许电子设备连接到一个无线局域网（WLAN）的技术，通常使用2.4G UHF或5G SHF ISM 射频频段。连接到无线局域网通常是有密码保护的；但也可是开放的，这样就允许任何在WLAN范围内的设备可以连接上。Wi-Fi是一个无线网络通信技术的品牌，由Wi-Fi联盟所持有。目的是改善基于IEEE 802.11标准的无线网路产品之间的互通性。有人把使用IEEE 802.11系列协议的局域网就称为无线保真。甚至把Wi-Fi等同于无线网际网路（Wi-Fi是WLAN的重要组成部分）。 

参考：https://baike.so.com/doc/4833841-5050710.html

81，内存分页是？

答：为了方便管理。不可能进程每次申请一次系统就需要向其分配一次。最小存储单位是一个字节（1B），最小管理单位是一页（4KB），虚拟内存地址连续时物理内存地址可以不连续，即使一次分配6000字节（不到两页也分配两页），两个内存页物理地址可能不挨着。多次申请内存时，如果之前分配的页内存没用完，则不再分配，除非之前分配的内存页用完才继续映射新的一页。getpagesize()可以获取当前内存页的大小。硬盘也是如此（硬盘上称为Block块）：即使一个.txt文件中只有一个“a”字母，其大小为1B而其占用大小为4K。

内存管理方式：页存储、段存储、段页存储。

参考：https://blog.csdn.net/qiuchaoxi/article/details/79618240

82，孤儿进程和僵尸进程？

答：孤儿进程：一个父进程退出，而它的一个或多个子进程还在运行，那么那些子进程将成为孤儿进程。孤儿进程将被init进程(进程号为1)所收养，并由init进程对它们完成状态收集工作。

僵尸进程：一个进程使用fork创建子进程，如果子进程退出，而父进程并没有调用wait或waitpid获取子进程的状态信息，那么子进程的进程描述符仍然保存在系统中。这种进程称之为僵尸进程。

83，fork函数？

答：一个进程，包括代码、数据和分配给进程的资源。fork（）函数通过系统调用创建一个与原来进程几乎完全相同的进程，

也就是两个进程可以做完全相同的事，但如果初始参数或者传入的变量不同，两个进程也可以做不同的事。

一个进程调用fork（）函数后，系统先给新的进程分配资源，例如存储数据和代码的空间。然后把原来的进程的所有值都

复制到新的新进程中，只有少数值与原来的进程的值不同。相当于克隆了一个自己。

84，fork炸弹？

答：实际上只是一个非常简单的递归程序，程序所做的事情只有一样：不断 fork 一个新进程。由于程序是递归的，如果没有任何限制，这会导致这个简单的程序迅速耗尽系统里面的所有资源。

85，cache的应用？

答：Cache是高速缓冲存储器。一种特殊的存储器子系统，其中复制了频繁使用的数据以利于快速访问。存储器的高速缓冲存储器存储了频繁访问的 RAM 位置的内容及这些数据项的存储地址。当处理器引用存储器中的某地址时，高速缓冲存储器便检查是否存有该地址。如果存有该地址，则将数据返回处理器;如果没有保存该地址，则进行常规的存储器访问。因为高速缓冲存储器总是比主RAM 存储器速度快，所以当RAM 的访问速度低于微处理器的速度时，常使用高速缓冲存储器。

Cache的出现是基于两种因素:首先，是由于CPU的速度和性能提高很快而主存速度较低且价格高，第二就是程序执行的局部性特点。因此，才将速度比较快而容量有限的SRAM构成Cache，目的在于尽可能发挥CPU的高速度。很显然，要尽可能发挥CPU的高速度就必须用硬件（指Cache）实现其全部功能。

把CPU比做大脑，寄存器(寄存器是CPU内部的元件)就像你正在思考的问题,而cahe就是你的记忆(临时的)。

大致来说数据是通过内存-Cache-寄存器，Cache缓存则是为了弥补CPU与内存之间运算速度的差异而设置的的部件。

在集成电路设计中，是介于中央处理器和主存储器之间的高速小容量存储器 寄存器>， 接近于CPU的速度。内部寄存器不能被外部电路或软件访问，高速缓冲存储器是存在于主存与CPU之间的一级存储器， 由静态存储芯片(SRAM)组成。它和主存储器一起构成一级的存储器。高速缓冲存储器和主存储器之间信息的调度和传送是由硬件自动进行的，容量比较小但速度比主存高得多。

cahche按速度级别和作用，又分为多级：二级、三级，就是这么来的，而最快的就是CPU内部的寄存器。

86，makefile的用法？

答：（1）如果这个工程没有编译过，那么我们的所有C文件都要编译并被链接。

（2）如果这个工程的某几个C文件被修改，那么我们只编译被修改的C文件，并链接目标程序。

（3）如果这个工程的头文件被改变了，那么我们需要编译引用了这几个头文件的C文件，并链接目标程序。

参考：https://blog.csdn.net/ruglcc/article/details/7814546/

87，内核源码？内核源码树？为什么要在一个ubuntu上重新安装内核源码树？

答：因为开发板上的内核和系统上的内核可能不同，系统上的内核编译出来的内核模块可能不同，需要系统上安装一个和开发板上系统的内核，这样编译出来的内核模块才可以在开发板上使用。

88，共享库，动态库和静态库的区别？

答：linux下的库有两种：静态库和共享库（在windows上叫做动态加载函数库）。二者的不同点在于代码被载入的时刻不同。
静态库在程序编译时会被连接到目标代码中，目标程序运行时将不再需要该动态库，移植方便，体积较大，但是浪费空间和资源，因为所有相关的对象文件与牵涉到的库被链接合成一个可执行文件。
动态库在程序编译时并不会被连接到目标代码中，而是在程序运行时才被载入，因此体积较小，可以实现进程间的资源共享，甚至可以真正做到链接载入完全由程序员在程序代码中控制，另外将一些程序的升级变得简单，但是在程序运行时需要动态库存在。共享函数库文件必须放在一些特定的目录里，这样通过系统的环境变量设置，应用程序才能正确的使用这些函数库。

89，insmod和modprobe命令的区别？

答：两者都可以安装驱动模块到内核。modprobe的区别在于,它会考虑装载的模块是否引用了一些当前内核不存在的符号。如果有这类引用，modprobe会在当前模块搜索路径中查找定义了这些符号的其他模块。如果modprobe找到了这些模块（即要转载的模块所依赖的模块），它会同时将这些模块装载到内核。如果在这些情况下使用insmod，则该命令会失败，并在系统日志文件中记录”unresolved symbols（未解析的符号）”。

90，宏和函数的优缺点？

答：不同点：

1，宏做的是简单的字符串的替换，而函数是参数的传递，参数是有数据类型的；

2，宏在编译之前进行（先用宏替换宏名，再进行编译），而函数是在编译之后执行才调用的；

3，宏的参数替换是直接替换的，不经过任何计算，而函数调用时将形参的值传给形参；

4，宏的参数是不占内存空间的，因为只做字符串的替换，而函数调用时参数之间的传递，所以占用内存；

函数调用需要空间开销，因为在函数调用时它既要保存现场又要跳转到另一个函数调用中去执行，然后返回现场，但宏函数中就不存在。

优缺点：

使用宏函数定义编译生成的目标文件比普通函数生成的目标文件大；

宏函数会导致代码的执行效率降低；

主要小心使用宏还是会显著提高代码的执行效率。

91，用户空间驱动程序的优点？

答：1，可以和整个C库链接。驱动程序不用借助外部程序就可以完成许多非常规任务；

2,可以使用通常的调试器调试驱动程序代码，而不用费力地调试正在运行的内核；

3，如果用户空间驱动程序被挂起，则简单地杀掉它就行了。驱动程序带来的问题不会挂起整个系统，除非所驱动的硬件已经发生严重故障；

4，和内核内存不同，用户内存可以换出。如果驱动程序很大但是不经常使用，则除了正在使用的情况之外，不会占用太多内存；

5,良好设计的驱动程序仍然支持对设备的并发访问；

6，如果读者必须编写封闭源码的驱动程序，则用户空间驱动程序可更加容易地避免因为修改内核接口而导致的不明确的许可问题。

用户空间驱动程序的缺点？

1，中断在用户空间中不可用。对该限制，在某些平台上也有相应的解决办法，比如IA32架构上的vm86系统调用；

2，只有在调用iopen映射/dev/mem才能直接访问内存，但只有特权用户才可以执行这个操作；

3，只有在调用ioperm或者iopl后才可以访问I/O端口。然而并不是所有平台都支持两个系统调用，并且访问/dev/port可能非常慢，因而并非十分有效。同样只有特权用户才能引用这些系统调用和访问设备文件；

相应时间很慢。这是因为在客户端和硬件之间传递数据和动作需要上下文切换；

5，更严重的是，如果驱动程序被换到磁盘，相应时间将令人难以忍受。使用mlock系统调用或许可以缓解这一问题，但由于用户空间程序一般需要链接多个库，因此通常需要占用多个内存页。同样，mlock也只有特权用户才能使用；

6，用户空间中不能处理一些非常重要的设备，包括（但不限于）网络接口和块设备等。

92，DMA原理？

答：一个完整的DMA传输过程必须经过下面的4个步骤。 

（1）DMA请求：CPU对DMA控制器初始化，并向I/O接口发出操作命令，I/O接口提出DMA请求。 

（2）DMA响应：DMA控制器对DMA请求判别优先级及屏蔽，向总线裁决逻辑提出总线请求。当CPU执行完当前总线周期即可释放总线控制权。此时，总线裁决逻辑输出总线应答，表示DMA已经响应，通过DMA控制器通知I/O接口开始DMA传输。 

（3）DMA传输：DMA控制器获得总线控制权后，CPU即刻挂起或只执行内部操作，由DMA控制器输出读写命令，直接控制RAM与I/O接口进行DMA传输。

（4）DMA结束：当完成规定的成批数据传送后，DMA控制器即释放总线控制权，并向I/O接口发出结束信号。当I/O接口收到结束信号后，一方面停 止I/O设备的工作，另一方面向CPU提出中断请求，使CPU从不介入的状态解脱，并执行一段检查本次DMA传输操作正确性的代码。最后，带着本次操作结果及状态继续执行原来的程序。 

　　由此可见，DMA传输方式无需CPU直接控制传输，也没有中断处理方式那样保留现场和恢复现场的过程，通过硬件为RAM与I/O设备开辟一条直接传送数据的通路，使CPU的效率大为提高。

参考：https://blog.csdn.net/dddd0216/article/details/50906504

93，中断的上半段和下半段指？

答：中断是一个很霸道的东西，处理器一旦接收到中断，就会打断正在执行的代码，调用中断处理函数。如果在中断处理函数中没有禁止中断，该中断处理函数执行过程中仍有可能被其他中断打断。出于这样的原因，大家都希望中断处理函数执行得越快越好。

另外，中断上下文中不能阻塞，这也限制了中断上下文中能干的事。

基于上面的原因，内核将整个的中断处理流程分为了上半部和下半部。上半部就是之前所说的中断处理函数，它能最快的响应中断，并且做一些必须在中断响应之后马上要做的事情。而一些需要在中断处理函数后继续执行的操作，内核建议把它放在下半部执行。

拿网卡来举例，在linux内核中，当网卡一旦接受到数据，网卡会通过中断告诉内核处理数据，内核会在网卡中断处理函数（上半部）执行一些网卡硬件的必要设置，因为这是在中断响应后急切要干的事情。接着，内核调用对应的下半部函数来处理网卡接收到的数据，因为数据处理没必要在中断处理函数里面马上执行，可以将中断让出来做更紧迫的事情。

三种方法来实现下半部：软中断、tasklet和等待队列。

参考：http://blog.chinaunix.net/xmlrpc.php?r=blog/article&uid=24690947&id=3491821

94，运算符优先级，左右结合到底是怎么回事？

答：举例:+a-,左结合，就是a和a左边的符号结合参与运算，即+a，右结合，就是a和a右边的符号结合起来参与运算，即a-。

95，socket编程？

答：参考：https://www.cnblogs.com/liushui-sky/p/5609535.html

96,mknod命令怎么用？

答：mknod /dev/ttyUSB32 c 188 32

/dev/ttyUSB32 文件名：要创建的设备文件名；

C 类型：指定要创建的设备文件的类型；

188 主设备号：指定设备文件的主设备号；

32 次设备号：指定设备文件的次设备号。

Linux的设备管理是和文件系统紧密结合的，各种设备都以文件的形式存放在/dev目录 下，称为设备文件。应用程序可以打开、关闭和读写这些设备文件，完成对设备的操作，就像操作普通的数据文件一样。

为了管理这些设备，系统为设备编了号，每 个设备号又分为主设备号和次设备号。主设备号用来区分不同种类的设备，而次设备号用来区分同一类型的多个设备。对于常用设备，Linux有约定俗成的编 号，如硬盘的主设备号是3。

Linux为所有的设备文件都提供了统一的操作函数接口，方法是使用数据结构struct file_operations。这个数据结构中包括许多操作函数的指针，如open()、close()、read()和write()等，但由于外设 的种类较多，操作方式各不相同。Struct file_operations结构体中的成员为一系列的接口函数，如用于读/写的read/write函数和用于控制的ioctl等。

打开一个文件就是调用这个文件file_operations中的open操作。不同类型的文件有不同的file_operations成员函数，如普通的磁盘数据文件， 接口函数完成磁盘数据块读写操作；而对于各种设备文件，则最终调用各自驱动程序中的I/O函数进行具体设备的操作。这样，应用程序根本不必考虑操作的是设 备还是普通文件，可一律当作文件处理，具有非常清晰统一的I/O接口。所以file_operations是文件层次的I/O接口。

97，自旋锁？及其代码？

答：是为实现保护共享资源而提出一种锁机制。其实，自旋锁与互斥锁比较类似，它们都是为了解决对某项资源的互斥使用。无论是互斥锁，还是自旋锁，在任何时刻，最多只能有一个保持者，也就说，在任何时刻最多只能有一个执行单元获得锁。但是两者在调度机制上略有不同。对于互斥锁，如果资源已经被占用，资源申请者只能进入睡眠状态。但是自旋锁不会引起调用者睡眠，如果自旋锁已经被别的执行单元保持，调用者就一直循环在那里看是否该自旋锁的保持者已经释放了锁，"自旋"一词就是因此而得名。

参考：https://baike.so.com/doc/9186718-9519957.html

98，can原理？

答：控制器局域网总线(CAN，Controller Area Network)是一种用于实时应用的串行通讯协议总线，它可以使用双绞线来传输信号，是世界上应用最广泛的现场总线之一。CAN协议由德国的 Robert Bosch公司开发，用于汽车中各种不同元件之间的通信，以此取代昂贵而笨重的配电线束。该协议的健壮性使其用途延伸到其他自动化和工业应用。CAN协议的特性包括完整性的串行数据通讯、提供实时支持、传输速率高达1Mb/s、同时具有11位的寻址以及检错能力。

CAN总线是一种多主方式的串行通讯总线，基本设计规范要求有高的位速率，高抗电子干扰性，并且能够检测出产生的任何错误。CAN总线可以应用于汽车电控制系统、电梯控制系统、安全监测系统、医疗仪器、纺织机械、船舶运输等领域。

CAN总线的特点

（1）具有实时性强、传输距离较远、抗电磁干扰能力强、成本低等优点;

（2）采用双线串行通信方式，检错能力强，可在高噪声干扰环境中工作;

（3）具有优先权和仲裁功能，多个控制模块通过CAN 控制器挂到CAN-bus 上，形成多主机局部网络;

（4）可根据报文的ID决定接收或屏蔽该报文;

（5）可靠的错误处理和检错机制;

（6）发送的信息遭到破坏后，可自动重发;

（7）节点在错误严重的情况下具有自动退出总线的功能;

（8）报文不包含源地址或目标地址，仅用标志符来指示功能信息、优先级信息。

参考：http://embed.21ic.com/hardware/can/201611/42974.html

99，底半部实现方法1：软中断？及其代码？

答：“硬中断是外部设备对CPU的中断”，“软中断通常是硬中断服务程序对内核的中断”，“信号则是由内核（或其他进程）对某个进程的中断”。

100，底半部实现方法2：tasklet？及其代码？

答：工作队列，将一个work提交到workqueue上，而这个workqueue是挂到一个特殊内核进程上，当这个特殊内核进程被调度时，会从workqueue上取出work来执行。当然这里的work是与函数联系起来的。这个过程表现为，此刻先接下work,但不立刻执行这个work，等有时间再执行，而这个时间是不确定的。 
工作队列运行在进程上下文，可以睡眠。

101，底半部实现方法3：工作队列？及其代码？

答：工作队列，将一个work提交到workqueue上，而这个workqueue是挂到一个特殊内核进程上，当这个特殊内核进程被调度时，会从workqueue上取出work来执行。当然这里的work是与函数联系起来的。这个过程表现为，此刻先接下work,但不立刻执行这个work，等有时间再执行，而这个时间是不确定的。 
工作队列运行在进程上下文，可以睡眠。

102，file_operations是什么？

答：linux驱动程序中最重要的涉及3个重要的内核数据结构，分别为file_operations，file和inode。

在linux中inode结构用于表示文件，而file结构则表示打开的文件的描述，因为对于单个文件而言可能会有许多个表示打开的文件的描述符，因而就可能会的对应有多个file结构，但是都指向单个inode结构。

在系统内部，I/O设备的存取操作通过特定的的入口来进行，而这组特定的入口由驱动程序来提供的。通常这组设备驱动的接口是由结构体file_operations向系统说明的。

第一个 file_operations 成员根本不是一个操作; 它是一个指向拥有这个结构的模块的指针。这个成员用来在它的操作还在被使用时阻止模块被卸载. 几乎所有时间中, 它被简单初始化为THIS_MODULE, 一个在 中定义的宏.这个宏比较复杂，在进行简单学习操作的时候，一般初始化为THIS_MODULE。

举例：static struct file_operations hi35x_fops = {
.owner = THIS_MODULE,
.open = hi35x_open,
.read = hi35x_read,
.write = hi35x_write,
.mmap = hi35x_mmap,
.ioctl = hi35x_ioctl,
.release = hi35x_release
};

参考：http://blog.chinaunix.net/uid-25100840-id-304208.html

103，什么是RISC?

答：精简指令集，是计算机中央处理器的一种设计模式，也被称为RISC(Reduced Instruction Set Computing的缩写)。[1] 这种设计思路对指令数目和寻址方式都做了精简，使其实现更容易，指令并行执行程度更好，编译器的效率更高。常用的精简指令集微处理器包括DECAlpha、ARC、ARM、AVR、MIPS、PA-RISC、PowerArchitecture(包括PowerPC)和SPARC等。这种设计思路最早的产生缘自于有人发现，尽管传统处理器设计了许多特性让代码编写更加便捷，但这些复杂特性需要几个指令周期才能实现，并且常常不被运行程序所采用。此外，处理器和主内存之间运行速度的差别也变得越来越大。在这些因素促使下，出现了一系列新技术，使处理器的指令得以流水执行，同时降低处理器访问内存的次数。早期，这种指令集的特点是指令数目少，每条指令都采用标准字长、执行时间短、中央处理器的实现细节对于机器级程序是可见的。

参考：https://baike.so.com/doc/6099149-6312257.html

104，嵌入式ubuntu怎么加载i2c总线？

答：Linux定义了系统的IIC驱动体系结构，在Linux系统中，IIC驱动由3部分组成，即IIC核心、IIC总线驱动和IIC设备驱动。这3部分相互协作，形成了非常通用、可适应性很强的IIC框架。

参考：https://zhidao.baidu.com/question/1435019384330844339.html

105，什么情况导致段错误（核心已转储）？

答：所谓的段错误就是指访问的内存超出了系统所给这个程序的内存空间，通常这个值是由gdtr来保存的，他是一个48位的寄存器，其中的32位是保存由它指向的gdt表，后13位保存相应于gdt的下标，最后3位包括了程序是否在内存中以及程序的在cpu中的运行级别,指向的gdt是由以64位为一个单位的表，在这张表中就保存着程序运行的代码段以及数据段的起始地址以及与此相应的段限和页面交换还有程序运行级别还有内存粒度等等的信息。一旦一个程序发生了越界访问，cpu就会产生相应的异常保护，于是segmentation fault就出现了。 

通过上面的解释，段错误应该就是访问了不可访问的内存，这个内存区要么是不存在的，要么是受到系统保护的。

情况1）访问不存在的内存地址；

情况2）访问系统保护的内存地址；

情况3）访问只读的内存地址；

情况4）访问空指针；

情况5）内存越界(数组越界，变量类型不一致等)；

情况6）堆栈溢出。

参考：https://blog.csdn.net/qq_29350001/article/details/53780697

106，BIOS的作用？

答：BIOS的中文名称就是基本输入输出系统，其主要功能是为计算机提供最底层的、最直接的硬件设置和控制。

BIOS的功能分为三个部分:

第一部分是自检及初始化，即主要负责启动电脑，包括用于电脑刚接通电源时对硬件部分的检测、初始化、引导程序;

第二部分是程序服务处理，即主要是为应用程序和操作系统服务，这些服务主要与输入输出设备有关，例如读磁盘、文件输出到打印机等;

第三部分是硬件中断处理，主要是分别处理PC机硬件的需求，BIOS的服务功能是通过调用中断服务程序来实现的，这些服务分为很多组，每组有一个专门的中断。 

参考：https://baike.so.com/doc/24988424-25948540.html

107, Bootloader种类?

答：嵌入式Linux系统已经有各种各样的Bootloader，种类划分的方法也不是唯一的，一般可以按照它所支持处理器体系结构不同进行划分，如下表：

常见嵌入式Linux的Bootloader有：Blob、Redboot、U-Boot.

108，Bootloader 的启动方式？

答：（1）网络启动方式

这种方式的开发板不需要较大的存储介质，跟无盘工作站有点类似，但是使用这种启动方式之前，需要把Bootloader安装到板上的EPROM或者Flash中。Bootloader通过以太网接口远程下载Linux内核映像或者文件系统。Bootloader下载文件一般都使用TFTP网络协议，还可以通过DHCP的方式动态配置IP地址。

（2）硬盘启动方式

传统的Linux系统运行在台式机或者服务器上，这些计算机一般都使用BIOS引导，并使用磁盘作为存储介质。Linux传统上是LILO (Linux Loader) 引导，后来又出现了GUN的软件 (Grand Unified Bootloader) 。 这两种Bootloader广泛应用在X86的Linux系统上。

（3）Flash启动方式

大多数嵌入式系统上都使用Flash存储介质。Flash有很多类型，包括NOR Flash、NAND Flash和其它半导体盘。它们之间的不同在于： NOR Flash 支持芯片内执行（XIP， eXecute In Place），这样代码可以在Flash上直接执行而不必拷贝到RAM中去执行。而NAND Flash并不支持XIP，所以要想执行 NAND Flash 上的代码，必须先将其拷贝到 RAM中去，然后跳到 RAM 中去执行。NOR Flash 使用最为普遍。Bootloader一般放在Flash的底端或者顶端，这需要根据处理器的复位向量来进行设置。可以配置成MTD设备来访问Flash分区。

109，Bootloader启动过程？

答：嵌入式Linux系统通过Bootloader引导，一上电，就要执行Bootloader来初始化系统。在完成对系统的初始化任务之后，它会将非易失性存储器（通常是 Flash或 DOC 等）中的Linux 内核拷贝到 RAM 中去，然后跳转到内核的第一条指令处继续执行，从而启动 Linux 内核。Bootloader 和 Linux 内核有着密不可分的联系。

Bootloader多数有两个阶段的启动过程：

Stage1:

基本的硬件初始化

为加载stage2准备RAM空间

拷贝内核映像和文件系统映像到RAM中

设置堆栈指针sp

 跳到stage2的入口点

Stage2:

初始化本阶段要使用到的硬件设备

 检测系统的内存映射

加载内核映像和文件系统映像

设置内核的启动参数

嵌入式系统中广泛采用的非易失性存储器通常是 Flash，而 Bootloader就位于该存储器的最前端，所以系统上电或复位后执行的第一段程序便是 Bootloader。

110, Linux内核的启动过程?

答：Linux 内核有两种映像：一种是非压缩内核，叫 Image，另一种是它的压缩版本，叫zImage。根据内核映像的不同，Linux 内核的启动在开始阶段也有所不同。ZImage 是 Image经过压缩形成的，所以它的大小比 Image 小。但为了能使用 zImage，必须在它的开头加上解压缩的代码，将 ZImage 解压缩之后才能执行，因此它的执行速度比 Image 要慢。但考虑到嵌入式系统的存储空容量一般比较小，采用 zImage 可以占用较少的存储空间，因此牺牲一点性能上的代价也是值得的。所以一般的嵌入式系统均采用压缩内核的方式。

在 Bootloader将 Linux 内核映像拷贝到 RAM 以后，解压内核映像和初始化，完成剩余的与硬件平台相关的初始化工作，再进行一系列与内核相关的初始化后，调用第一个用户进程－init 进程并等待用户进程的执行，这样整个 Linux 内核便启动完毕。在很多情况下，我们可以调用一个简单的 shell 脚本来启动必需的嵌入式应用程序。

111,精简指令集和复杂指令集的区别？

答：

参考：https://blog.csdn.net/kai8wei/article/details/51030569

112,linux启动过程？

答：http://www.360doc.com/content/14/0112/16/15478623_344624447.shtml