Linux考试参考.docx
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Linux考试参考
考试题型：
填空，简答，代码分析，实验相关的实现，名词解释
考点：
1.各次作业
2.Linux的创始人和创始时间
3.标准Linux和uClinux在内存管理方面的差异是什么？
4.Linux的内核版本号
5.Linux的几个发行版本
第一个是：
Linuxpowered
第二个是：
Slackware
第三个是：
redhat
第四个是：
debian
第五个是：
ubuntu
第六个是：
openSUSE
第七个是：
mandriva
6.堆栈的一些作用，
7.能够画出函数调用在堆栈上形成的顺序的示意图，类似下图所示
8.为什么要有内核态和用户态之分？
9.什么是用户态和内核态？
x86中如何区分用户态和内核态？
基于x86的Linux是如何区分用户态和内核态的（2种）？
10.
11.
12.
13.能说出Linux源代码中根目录下、arch目录下、include目录下的主要目录的内涵（不超出课堂讨论范围）
/include子目录包含了建立内核代码时所需要的大部分头文件
/init子目录包含了内核的初始化代码，是内核工作的开始的起点
/arch子目录包含了所有硬件结构特定的内核代码
/kernel子目录包含了主内核代码
/mm子目录包含了所有内存管理代码
/fs子目录包含了所有文件系统的代码
14.能说出Linux源代码编译后，生成的原始vmlinux的大概组成
15.能说出从vmlinux-->bzImage的变化过程
16.bzImage中b，z的含义
17.什么是硬盘的MBR？
18.能说出从PC加电从硬盘启动到Linux的经典过程
版本一：
a.上电复位，在cpu的引脚上产生一个逻辑值（系统加电或复位）
b．进入到BIOS中进行检测，初始化设备，把第一个扇区的内容拷贝到0x7c00（BIOS启动）
c．bootloader启动，并将内核映像的第一个512字节拷贝到0x90000,（bootloader）
d．setup函数从0x90200开始存入ram，启动。
（系统初始化）
版本二：
1.CPU加电，从0xffff0处，执行BIOS（可以理解为“硬件”引导BIOS）
2.BIOS执行扫描检测设备的操作，然后将MBR读到物理地址为0x7c00处。
然后从MBR头部开始执行（可以理解为BIOS引导MBR）
3.MBR上的代码跳转到引导程序，开始执行引导程序的代码，例如grub（引以理解为BIOS引导bootloader）。
4.引导程序把内核映象（包括bootsect，setup，vmlinux）读到内存中，其中setup位于0x90200处，如果是zImage，则vmlinux.bin位于0x10000（64K）处。
如果是bzImage，则vmlinux.bin位于0x100000（1M）处。
然后执行setup（可以理解为bootloader引导setup）
5.setup负责引导Linux内核vmlinux.bin
6.执行startup_32（）完成寄存器初始化。
7.执行start_kernel（）函数完成内核初始化
8.利用sbin/init完成内核启动
19.什么是实模式？
20.能说出保护模式与实模式的主要区别
21.给你一个bzImage和一个helloworld源程序，你如何让Linux启动起来并运行这个hellowrold？
（说明主要过程）
在Linux内核源码目录/usr/src/linux-source-2.6.32目录下面用老的方法配置好Linux内核:
/usr/src/linux-source-2.6.32#makeoldconfig（或缺省编译）
然后执行：
#makebzImage这个过程大概需要一个小时左右。
。
。
执行完成后会在当前目录下面生成一个文件vmlinux.o
然后编译模块：
#makemodules这个过程又是大概一个小时。
。
。
然后便可以安装模块了：
#makemodules_install
以上步骤完成以后，会在/lib/modules目录下面生成一个文件夹linux-2.6.32-24-generic，至此你差不多已经成了，因为你已经构造好了内核树！
！
！
下面开始在自己的工程文件夹下面建立两个文件：
helloworld.cMakefile（它需要能够找到内核树，然后将目标模块链接上去）：
下面在当前目录下面执行root@jiq-desktop:
/usr/jiq/DriverProject#make
然后利用insmod命令将模块插入到内核树中：
root@jiq-desktop:
/usr/jiq/DriverProject#insmod./helloworld.ko模块装载触发helloworld.c的init（）方法，输出helloworld
22.x86下的3种地址及其转换关系
23.给定一个段描述符，要能够说明段描述符的含义；
给定一个段选择子，要能够找到对应的段描述符；
给定一个线性地址，要能够画出二级页表进行寻址
gdt:
.quad 0x0000000000000000# 空描述符
.quad 0x00cf9a000000ffff#cs
.quad 0x00cf92000000ffff#ds
.quad 0x0000000000000000# 用作将来的段描述符
.quad 0x0000000000000000# 用作将来的段描述符
可以看到，我们在上面定义了5个GDT描述符，但暂时只用到了第2个和第3个。
第一个dummy描述符是Intel规定的，第2个是cs段（代码段）描述符，下面我们仔细分析一下这个8字节值：
（红色表示cs描述符的值域）
Bits15-0
FFFFh
长度界限低16位
Bits39-16
000000h
段基地址低24位
Bit 40
0b
访问位：
设置为0
Bit 41
1b
读/写，或读/执行（值表示可读可执行代码）
Bit 42
0b
栈还是数据段，普通代码段还是一致代码段
Bit 43
1b
代码段还是数据段
Bit 44
1b
代码数据段，还是门描述符
Bits45,46
00b
内核特权级
Bit 47
1b
存在位
Bits48-51
Fh
长度界限高4位
Bits52
0b
软件可用位，设置为0
Bits53
0b
设置为恒0
Bits54
1b
32位段还是16位段
Bits55
1b
粒度为4k还是1字节
Bits63-56
00h
段基地址高8位
根据上面的解释，这个段描述符描述的段从00000000地址开始，界限是FFFFF*4K，即4G的32位代码段。
第3个描述符用于数据段或堆栈段，区别在于第43位，设置为0表示数据段。
1、每个段由一个8字节的段描述符表示，它描述了段的特征，如段的首地址，段的特权级，和段长等。
段描述符存放在全局描述符表中（GDT）或局部描述符表中（LDT）。
GDT的地址在gdtr控制寄存器中，LDT的地址和大小放在ldtr中。
2、一个逻辑地址由两部分组成：
段标识符（段选择符）+段内偏移。
段选择符是一个16位长度的字段，存放在段寄存器中，有3个参数index制定了放在GDT或LDT中相应段描述符的入口。
T1说明是在GDT中还是在LDT中。
RPL表示请求特权级。
3、段描述符字段的参数
1）Base包含段的首地址
2）G粒度标志。
为0表示段大小以字节为单位，否则以4096字节的倍数计数
3）Limit存放在段中最后一个内存单元的偏移量，从而决定段的长度。
4）S系统标志位。
清0表示这是一个系统段
5）Type段特权等级
6）P清0表示段不在主存中（Linux中总是1，因为它从不把整个段交换到磁盘上去）
7）D或B区分代码段或数据段
8）AVL标志，可以由操作系统使用，但是被Linux忽略。
24.关于3G
25.物理地址到线性地址的转换
26.Linux进程的状态，了解interruptible和uninterruptible
1）R（TASK_RUNNING状态），只有在该状态下的进程才能进入CPU获得执行。
注意，Linux中是不区分就绪和运行状态的。
2）S（TASK_INTERRUPTIBLE，可中断休眠状态），处于这个状态的进程因为等待某一事件而被挂起，当等待的事件发生时，就唤醒这些进程
3）D（TASK_UNINTERRUPTIBLE，不可中断的休眠状态），进程处于睡眠状态，但是此刻进程是不可中断的。
不可中断，指的并不是CPU不响应外部硬件的中断，而是指进程不响应异步信号。
该状态存在的意义就在于，内核的某些处理流程是不能被打断的。
如果响应异步信号，程序的执行流程中就会被插入一段用于处理异步信号的流程（这个插入的流程可能只存在于内核态，也可能延伸到用户态），于是原有的流程就被中断了。
4）T（TASK_STOPPEDorTASK_TRACED），暂停状态或跟踪状态。
5）Z（TASK_DEAD-EXIT_ZOMBIE），退出状态，进程成为僵尸进程。
进程在退出的过程中，处于TASK_DEAD状态。
在这个退出过程中，进程占有的所有资源将被回收，除了task_struct结构（以及少数资源）以外。
于是进程就只剩下task_struct这么个空壳，故称为僵尸。
6）X（TASK_DEAD-EXIT_DEAD），退出状态，进程即将被销毁。
不保留task_struct。
Linux进程状态解析之R、S、D
Linux是一个分时操作系统，能够在一个cpu上运行多个程序，每个被运行的程序实例对应一个或多个进程，这里介绍一下Linux进程状态。
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Linux是一个多用户，多任务的系统，可以同时运行多个用户的多个程序，就必然会产生很多的进程，而每个进程会有不同的状态。
Linux进程状态：
R（TASK_RUNNING），可执行状态。
只有在该状态的进程才可能在CPU上运行。
而同一时刻可能有多个进程处于可执行状态，这些进程的task_struct结构（进程控制块）被放入对应CPU的可执行队列中（一个进程最多只能出现在一个CPU的可执行队列中）。
进程调度器的任务就是从各个CPU的可执行队列中分别选择一个进程在该CPU上运行。
很多操作系统教科书将正在CPU上执行的进程定义为RUNNING状态、而将可执行但是尚未被调度执行的进程定义为READY状态，这两种状态在linux下统一为TASK_RUNNING状态。
Linux进程状态：
S（TASK_INTERRUPTIBLE），可中断的睡眠状态。
处于这个状态的进程因为等待某某事件的发生（比如等待socket连接、等待信号量），而被挂起。
这些进程的task_struct结构被放入对应事件的等待队列中。
当这些事件发生时（由外部中断触发、或由其他进程触发），对应的等待队列中的一个或多个进程将被唤醒。
通过ps命令我们会看到，一般情况下，进程列表中的绝大多数进程都处于TASK_INTERRUPTIBLE状态（除非机器的负载很高）。
毕竟CPU就这么一两个，进程动辄几十上百个，如果不是绝大多数进程都在睡眠，CPU又怎么响应得过来。
Linux进程状态：
D（TASK_UNINTERRUPTIBLE），不可中断的睡眠状态。
与TASK_INTERRUPTIBLE状态类似，进程处于睡眠状态，但是此刻进程是不可中断的。
不可中断，指的并不是CPU不响应外部硬件的中断，而是指进程不响应异步信号。
绝大多数情况下，进程处在睡眠状态时，总是应该能够响应异步信号的。
否则你将惊奇的发现，kill-9竟然杀不死一个正在睡眠的进程了！
于是我们也很好理解，为什么ps命令看到的进程几乎不会出现TASK_UNINTERRUPTIBLE状态，而总是TASK_INTERRUPTIBLE状态。
而TASK_UNINTERRUPTIBLE状态存在的意义就在于，内核的某些处理流程是不能被打断的。
如果响应异步信号，程序的执行流程中就会被插入一段用于处理异步信号的流程（这个插入的流程可能只存在于内核态，也可能延伸到用户态），于是原有的流程就被中断了。
（参见《linux内核异步中断浅析》）
在进程对某些硬件进行操作时（比如进程调用read系统调用对某个设备文件进行读操作，而read系统调用最终执行到对应设备驱动的代码，并与对应的物理设备进行交互），可能需要使用TASK_UNINTERRUPTIBLE状态对进程进行保护，以避免进程与设备交互的过程被打断，造成设备陷入不可控的状态。
这种情况下的TASK_UNINTERRUPTIBLE状态总是非常短暂的，通过ps命令基本上不可能捕捉到。
linux系统中也存在容易捕捉的TASK_UNINTERRUPTIBLE状态。
执行vfork系统调用后，父进程将进入TASK_UNINTERRUPTIBLE状态，直到子进程调用exit或exec（参见《神奇的vfork》）。
通过下面的代码就能得到处于TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的进程：
1.#include
2.void main（） {
3.if （!
vfork（）） sleep（100）;
4.}
编译运行，然后ps一下：
1.kouu@kouu-one:
~/test$ ps -ax | grep a\.out
2.4371 pts/0 D+ 0:
00 ./a.out
3.4372 pts/0 S+ 0:
00 ./a.out
4.4374 pts/1 S+ 0:
00 grep a.out
然后我们可以试验一下TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的威力。
不管kill还是kill-9，这个TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的父进程依然屹立不倒。
Linux系统中进程有很多种状态,前面我们说了R、S、D三种状态，还有另外的三种状态，这里我们一并说一下，补全前面的文章。
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上面一篇文章中我们介绍了Linux进程的R、S、D三种状态，这里接着上面的文章介绍另外三个状态。
Linux进程状态：
T（TASK_STOPPEDorTASK_TRACED），暂停状态或跟踪状态。
向进程发送一个SIGSTOP信号，它就会因响应该信号而进入TASK_STOPPED状态（除非该进程本身处于TASK_UNINTERRUPTIBLE状态而不响应信号）。
（SIGSTOP与SIGKILL信号一样，是非常强制的。
不允许用户进程通过signal系列的系统调用重新设置对应的信号处理函数。
）
向进程发送一个SIGCONT信号，可以让其从TASK_STOPPED状态恢复到TASK_RUNNING状态。
当进程正在被跟踪时，它处于TASK_TRACED这个特殊的状态。
“正在被跟踪”指的是进程暂停下来，等待跟踪它的进程对它进行操作。
比如在gdb中对被跟踪的进程下一个断点，进程在断点处停下来的时候就处于TASK_TRACED状态。
而在其他时候，被跟踪的进程还是处于前面提到的那些状态。
对于进程本身来说，TASK_STOPPED和TASK_TRACED状态很类似，都是表示进程暂停下来。
而TASK_TRACED状态相当于在TASK_STOPPED之上多了一层保护，处于TASK_TRACED状态的进程不能响应SIGCONT信号而被唤醒。
只能等到调试进程通过ptrace系统调用执行PTRACE_CONT、PTRACE_DETACH等操作（通过ptrace系统调用的参数指定操作），或调试进程退出，被调试的进程才能恢复TASK_RUNNING状态。
Linux进程状态：
Z（TASK_DEAD-EXIT_ZOMBIE），退出状态，进程成为僵尸进程。
进程在退出的过程中，处于TASK_DEAD状态。
在这个退出过程中，进程占有的所有资源将被回收，除了task_struct结构（以及少数资源）以外。
于是进程就只剩下task_struct这么个空壳，故称为僵尸。
之所以保留task_struct，是因为task_struct里面保存了进程的退出码、以及一些统计信息。
而其父进程很可能会关心这些信息。
比如在shell中，$?
变量就保存了最后一个退出的前台进程的退出码，而这个退出码往往被作为if语句的判断条件。
当然，内核也可以将这些信息保存在别的地方，而将task_struct结构释放掉，以节省一些空间。
但是使用task_struct结构更为方便，因为在内核中已经建立了从pid到task_struct查找关系，还有进程间的父子关系。
释放掉task_struct，则需要建立一些新的数据结构，以便让父进程找到它的子进程的退出信息。
父进程可以通过wait系列的系统调用（如wait4、waitid）来等待某个或某些子进程的退出，并获取它的退出信息。
然后wait系列的系统调用会顺便将子进程的尸体（task_struct）也释放掉。
子进程在退出的过程中，内核会给其父进程发送一个信号，通知父进程来“收尸”。
这个信号默认是SIGCHLD，但是在通过clone系统调用创建子进程时，可以设置这个信号。
通过下面的代码能够制造一个EXIT_ZOMBIE状态的进程：
1.#include
2.void main（） {
3.if （fork（））
4.while
（1） sleep（100）;
5.}
编译运行，然后ps一下：
1.kouu@kouu-one:
~/test$ ps -ax | grep a\.out
2.10410 pts/0 S+ 0:
00 ./a.out
3.10411 pts/0 Z+ 0:
00 [a.out]
4.10413 pts/1 S+ 0:
00 grep a.out
只要父进程不退出，这个僵尸状态的子进程就一直存在。
那么如果父进程退出了呢，谁又来给子进程“收尸”？
当进程退出的时候，会将它的所有子进程都托管给别的进程（使之成为别的进程的子进程）。
托管给谁呢？
可能是退出进程所在进程组的下一个进程（如果存在的话），或者是1号进程。
所以每个进程、每时每刻都有父进程存在。
除非它是1号进程。
1号进程，pid为1的进程，又称init进程。
linux系统启动后，第一个被创建的用户态进程就是init进程。
它有两项使命：
1、执行系统初始化脚本，创建一系列的进程（它们都是init进程的子孙）；
2、在一个死循环中等待其子进程的退出事件，并调用waitid系统调用来完成“收尸”工作；
init进程不会被暂停、也不会被杀死（这是由内核来保证的）。
它在等待子进程退出的过程中处于TASK_INTERRUPTIBLE状态，“收尸”过程中则处于TASK_RUNNING状态。
Linux进程状态：
X（TASK_DEAD-EXIT_DEAD），退出状态，进程即将被销毁。
而进程在退出过程中也可能不会保留它的task_struct。
比如这个进程是多线程程序中被detach过的进程（进程？
线程？
参见《linux线程浅析》）。
或者父进程通过设置SIGCHLD信号的handler为SIG_IGN，显式的忽略了SIGCHLD信号。
（这是posix的规定，尽管子进程的退出信号可以被设置为SIGCHLD以外的其他信号。
）
此时，进程将被置于EXIT_DEAD退出状态，这意味着接下来的代码立即就会将该进程彻底释放。
所以EXIT_DEAD状态是非常短暂的，几乎不可能通过ps命令捕捉到。
进程的初始状态
进程是通过fork系列的系统调用（fork、clone、vfork）来创建的，内核（或内核模块）也可以通过kernel_thread函数创建内核进程。
这些创建子进程的函数本质上都完成了相同的功能——将调用进程复制一份，得到子进程。
（可以通过选项参数来决定各种资源是共享、还是私有。
）
那么既然调用进程处于TASK_RUNNING状态（否则，它若不是正在运行，又怎么进行调用？
），则子进程默认也处于TASK_RUNNING状态。
另外，在系统调用调用clone和内核函数kernel_thread也接受CLONE_STOPPED选项，从而将子进程的初始状态置为TASK_STOPPED。
进程状态变迁
进程自创建以后，状态可能发生一系列的变化，直到进程退出。
而尽管进程状态有好几种，但是进程状态的变迁却只有两个方向——从TASK_RUNNING状态变为非TASK_RUNNING状态、或者从非TASK_RUNNING状态变为TASK_RUNNING状态。
也就是说，如果给一个TASK_INTERRUPTIBLE状态的进程发送SIGKILL信号，这个进程将先被唤醒（进入TASK_RUNNING状态），然后再响应SIGKILL信号而退出（变为TASK_DEAD状态）。
并不会从TASK_INTERRUPTIBLE状态直接退出。
进程从非TASK_RUNNING状态变为TASK_RUNNING状态，是由别的进程（也可能是中断处理程序）执行唤醒操作来实现的。
执行唤醒的进程设置被唤醒进程的状态为TASK_RUNNING，然后将其task_struct结构加入到某个CPU的可执行队列中。
于是被唤醒的进程将有机会被调度执行。
而进程从TASK_RUNNING状态变为非TASK_RUNNING状态，则有两种途径：
1、响应信号而进入TASK_STOPED状态、或TASK_DEAD状态；
2、执行系统调用主动进入TASK_INTERRUPTIBLE状态（如nanosleep系统调用）、或TASK_DEAD状态（如exit系统调用）；或由于执行系统调用需要的资源得不到满足，而进入TASK_INTERRUPTIBLE状态或TASK_UNINTERRUPTIBLE状态（如select系统调用）。
显然，这两种情况都只能发生在进程正在CPU上执行的情况下。
27.进程的标识。
应用程序一般使用下列哪一种标识？
内核如何支持？
28.
Linux2.4的调度算法
Ø需要遍历可运行队列，算法时间复杂度为O（n）
ØEpoch，基本时间片，动态优先级
Linux2.6.17的调度算法
Ø采用双队列，按照优先级组队，时间复杂度为O
（1）
Linux2.6.26的调度算法
Ø非实时：
CFS，vruntime，红黑树
Ø实时：
优先级队列
29.能说出用户态堆栈、内核态堆栈的差异，内核态堆栈与thread_info的共享
内核态堆栈与thread_info结构共享8k的空间
Linux中每个进程有两个栈，分别用于用户态和内核态的进程执行，其中的内核栈就是用于内核态的堆栈，它和进程的task_struct结构，更具体的是thread_info结构一起放在两个连续的页框大小
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