嵌入式高频八股：操作系统篇

启动流程

为什么两次初始化DDR

1. 第一次是BOOTLOADER初始化DDR，使其从不可用到可用，保证可以正常的引导和加载操作系统，会将UBOOT的BL1从FLASH中拷贝到DDR中执行。
2. 第二次是LINUX启动过程中对DDR进行更加细致的初始化，并且将DDR的内存配置与内核的内存管理需求匹配。

UBOOT启动流程

【ARM-LINUX开发】U-BOOT启动过程--详细版的完全分析 - ZHANGPYI - 博客园 (CNBLOGS.COM)

中断

中断类型

• 中断
  • 可屏蔽
  • 不可屏蔽
• 异常
  • 陷阱(TRAP) 系统调用、信号
  • 故障(FAULT) 缺页异常
  • 错误

GIC中三种中断

• SPI 共享外设中断
• PPI 私有外设中断
• SGI 软件生成中断

SGI通过软件向GIC的SGIR寄存器写值来产生中断，GIC根据内容分发给特定核心

ISR中断服务函数

ISR（INTERRUPT SERVICE ROUTINE），即中断服务程序，是处理器在响应硬件中断时执行的特殊函数。它用于处理硬件事件，并在完成后返回正常的程序执行流。ISR是嵌入式系统和实时操作系统中的关键组件。

• 快速执行
• 不使用阻塞操作
• 避免使用全局变量
• 嵌套中断

软中断

LINUX中断（INTERRUPT）子系统之五：软中断（SOFTIRQ）-阿里云开发者社区 (ALIYUN.COM)

软中断与软件中断

软中断 软件中断

用途	LINUX内核提供的延时处理机制 分离较为复杂的工作推迟处理	系统调用、异常处理、虚拟化环境通信
触发方式	硬中断或者其他部分触发	特定指令触发
执行环境	特定调度时机	中断上下文

硬件怎么告诉驱动信息来了

中断。继续回答中断的流程。一般是通过一个硬件引脚，发送给GIC控制器，然后捕获这个中断信号，GIC管理优先级排序和消息分发给对应的CPU，然后CPU会进入中断处理函数处理，这个函数一般是驱动注册的回调函数去区里，然后清除掉中断，CPU恢复继续去执行

中断初始化时需要设备树信息，是不是需要去解析它

是的。 在嵌入式系统中，设备树通常用于描述硬件配置，如中断控制器、GPIO、中断号等。当一个设备驱动初始化时，它会从设备树中提取相关的硬件信息，这包括中断相关的属性。具体步骤大致如下：

1. 设备树节点描述：设备树中每个设备节点都可能包含中断信息，通常使用属性如 INTERRUPTS 或 INTERRUPT-PARENT。中断控制器也通过设备树节点描述其类型和配置。
2. 解析设备树：内核启动时，内核设备树解析器会根据设备树的内容建立硬件信息，特别是中断控制器的信息。然后设备驱动可以通过特定的 API 来读取和解析设备树中的中断号和触发类型。
3. 调用 DT 解析 API：LINUX 内核提供了相关 API，比如 OF_IRQ_GET()、IRQ_OF_PARSE_AND_MAP() 等，这些函数帮助驱动从设备树中提取和映射中断号。驱动程序会调用这些 API 获取设备树中的中断信息。
4. 中断注册：在解析出设备树中的中断信息后，驱动程序会使用 REQUEST_IRQ() 等 API 注册中断处理函数。

中断中为什么不可以睡眠？

面试官：为什么在中断里不能 SLEEP | LINUX 内核 - 知乎 (ZHIHU.COM)

1. 中断是在中断上下文中，与任何的进程上下文无关
2. 内核代码里有大量的 CRITICAL SECTION (临界区),如果想要支持 CALL SCHEDULER 的话，那么所有的 CRITICAL SECTION 都必须得禁用中断，否则硬件中断一旦来临系统就会出现 RACE CONDITION，接下来大概率是死锁。但是这样的中断响应延迟就很大。

内存管理

内存碎片的类型

• 外部碎片：内存有足够的内存，但是由于空闲空间被分成多个不连续小块，无法满足分配大的内存空间
• 内部碎片：分配的内存块比实际需求大的多，多出来的部分无法使用

内存碎片产生的原因、有哪些场景产生、怎么解决

产生原因：

• 外部碎片：内存有足够的内存，但是由于空闲空间被分成多个不连续小块，无法满足分配大的内存空间
• 内部碎片：分配的内存块比实际需求大的多，多出来的部分无法使用

场景：

• 频繁的动态分配和释放内存
• 操作系统分配内存可能产生碎片
• 虚拟内存系统将物理内存映射到虚拟地址空间时

解决方式：

• 优化算法
  • 首次适配（FIRST FIT）：找到第一个能满足要求的空闲块进行分配。
  • 最佳适配（BEST FIT）：找到最接近所需大小的空闲块进行分配，减少外部碎片。
  • 最坏适配（WORST FIT）：找到最大的空闲块进行分配，尝试保留大块空间以减少未来的外部碎片。
• 伙伴算法
• SLAB算法
• 垃圾回收
• 内存压缩：适当的时候进行整理
• 内存池

伙伴算法的优缺点

优点

• 分配速度快，分割和合并效率简单高效
• 减少外部碎片
• 内存对齐 缺点
• 依旧存在内部碎片
• 内存利用率不高(内部碎片的问题)
• 复杂性

环形缓冲区怎么判断空、满

环形缓冲区有BEGIN END两个指针，当

• 空 BEGIN=END
• 满 BEGIN->NEXT=END

内存泄漏

总的来说一句话，分配了内存没有释放。

• NEW 没有FREE
• 循环引用，计数器无法归零
• 丢失指针

解决办法：

• 分配后释放
• 智能指针
• 避免循环引用

工具：

• ADDRESSSANITIZER
• VALGRIND

内核空间与用户空间之间的内存拷贝

通过COPY_TO_USER()与COPY_FROM_USER,在拷贝的时候会进行地址的检测，是否指向有效的用户空间内存区域，以及确保访问不会越界。然后操作系统内核会使用 CPU 的特权模式来访问用户空间的内存地址。因为进入内核的时候页表不会改变，依旧用的是用户进程的页表(所有进程的内核空间映射是同一个位置，用户态进入内核态不需要切换页表)。这些地址通过 MMU 进行转换，映射到物理内存，然后内核通过物理内存地址进行读写操作。由于用户空间的内存地址可能是虚拟地址，内核需要通过页表进行转换，找到对应的物理地址。这个过程是由硬件 MMU 和操作系统联合完成的。

总结：通过特定函数，内核以特权模式直接向用户空间虚拟地址指向的物理地址进行拷贝。

应用层随便写个地址，内核是怎么检测出异常的

进程在创建的时候会先将分配好自己所需要的虚拟地址空间，但是此时并没有对实际的物理地址分配映射，后续需要的时候才会分配，所以可以区分下面两种来对检测异常做解释：

• 缺页异常：发现需要访问的地址在已经分配的虚拟地址空间内，但是没有映射到物理地址，就会触发缺页异常，然后分配物理地址做出映射，放到页表中方便后续使用。
• 段错误：发现需要访问的地址超出了虚拟地址的空间，或者超过了堆栈的范围，或者是访问的页面权限不符，就会认为是一个错误地址。

IOMMU的作用与意义

作用:

1. 地址转换:
   • IOMMU 为 I/O 设备提供虚拟地址空间支持，类似于 CPU 使用 MMU 来管理进程的虚拟地址空间。IOMMU 将设备发出的虚拟地址转换为物理地址，使设备可以访问系统内存，而不需要知道物理内存的实际布局。
   • 这种地址转换还允许设备在被重新配置时，不需要修改其所使用的内存地址，只需修改 IOMMU 的映射即可。
2. 内存保护:
   • IOMMU 提供了一个安全层，通过限制设备可以访问的内存区域，防止设备意外或恶意地访问其他进程或内核空间的内存。
   • 这种保护对防止 DMA（DIRECT MEMORY ACCESS，直接内存访问）攻击特别重要，因为攻击者可能试图利用 DMA 设备直接访问内存，从而绕过操作系统的安全机制。
3. 设备隔离:
   • 在虚拟化环境中，IOMMU 可以帮助实现虚拟机对物理设备的隔离。它允许虚拟机使用物理设备的虚拟化版本，同时确保这些设备只能访问分配给它们的内存区域。
   • 这种隔离对于确保虚拟机之间的安全性至关重要，因为它防止了一个虚拟机能够通过设备访问其他虚拟机的内存。
4. 提高系统性能:
   • 在多核和多设备的复杂系统中，IOMMU 可以优化内存访问路径，使得 I/O 操作更高效，减少 CPU 处理内存访问的负担。
   • 通过 IOMMU，设备可以直接访问系统内存，而无需通过中介或额外的内存拷贝，这种直接访问（DMA）可以显著提高数据传输速率。

意义:

1. 安全性增强:
   • IOMMU 是现代计算机系统安全架构中的关键组成部分。它通过防止设备对不安全内存区域的访问，大大提高了系统的安全性。尤其是在