常见嵌入式面试题之Linux操作系统篇 ——第1期

前言

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第1期问题：

1.描述实时系统的基本特性

实时操作系统（RTOS）是指当外界事件或数据产生时，能够接受并以足够快的速度予以处理，其处理的结果又能在规定的时间之内来控制生产过程或对处理系 统作出快速响应，并控制所有实时任务协调一致运行的操作系统。主要特点如下：
1).高精度计时系统
2).多级中断响应
3).实时调度机制

2.进程与线程的区别

根本区别：进程是操作系统资源分配的基本单位，而线程是任务调度和执行的基本单位
所处环境：在操作系统中能同时运行多个进程（程序）；而在同一个进程（程序）中有多个线程同时执行（通过CPU调度，在每个时间片中只有一个线程执行）
内存分配方面：系统在运行的时候会为每个进程分配不同的内存空间；而对线程而言，除了CPU外，系统不会为线程分配内存（线程所使用的资源来自其所属进程的资源），线程组之间只能共享资源。
包含关系：没有线程的进程可以看做是单线程的，如果一个进程内有多个线程，则执行过程不是一条线的，而是多条线（线程）共同完成的；线程是进程的一部分，所以线程也被称为轻权进程或者轻量级进程

3.解释堆和栈的区别

(1)申请方式
stack:由系统自动分配。例如，声明在函数中一个局部变量int b;系统自动在栈中为b开辟空间
heap:需要程序员自己申请，并指明大小，在c中malloc函数。
(2)申请后系统的响应
栈：只要栈的剩余空间大于所申请空间，系统将为程序提供内存，否则将报异常提示栈溢出。
堆：首先应该知道操作系统有一个记录空闲内存地址的链表，当系统收到程序的申请时，
会遍历该链表，寻找第一个空间大于所申请空间的堆结点，然后将该结点从空闲结点链表中删除，并将该结点的空间分配给程序，另外，对于大多数系统，会在这块内存空间中的首地址处记录本次分配的大小，这样，代码中的delete语句才能正确的释放本内存空间。另外，由于找到的堆结点的大小不一定正好等于申请的大小，系统会自动的将多余的那部分重新放入空闲链表中。
(3)堆和栈中的存储内容:
栈：在函数调用时，第一个进栈的是主函数中后的下一条指令（函数调用语句的下一条可执行语句）的地址，然后是函数的各个参数，在大多数的C编译器中，参数是由右往左入栈的，然后是函数中的局部变量。注意静态变量是不入栈的。(局部变量，函数的参数，下一条指令的地址等)
当本次函数调用结束后，局部变量先出栈，然后是参数，最后栈顶指针指向最开始存的地址，也就是主函数中的下一条指令，程序由该点继续运行。
堆：一般是在堆的头部用一个字节存放堆的大小。堆中的具体内容由程序员安排。

4.描述内存分配方式以及它们的区别

(1)从静态存储区域分配。内存在程序编译的时候就已经分配好，这块内存在程序的整个运行期间都存在。例如全局变量，static 变量。
(2)在栈上创建。在执行函数时，函数内局部变量的存储单元都可以在栈上创建，函数执行结束时这些存储单元自动被释放。栈内存分配运算内置于处理器的指令集。
(3) 从堆上分配，亦称动态内存分配。程序在运行的时候用malloc 或new 申请任意多少的内存，程序员自己负责在何时用free 或delete 释放内存。动态内存的生存期由程序员决定，使用非常灵活。

5.位操作（Bit manipulation）

嵌入式系统总是要用户对变量或寄存器进行位操作。给定一个整型变量a，写两段代码，第一个设置a的bit 3，第二个清除a 的bit 3。在以上两个操作中，要保持其它位不变。
答：用 #defines 和 bit masks 操作。这是一个有极高可移植性的方法，是应该被用到的方法。最佳的解决方案如下：

#define BIT3 (0x1 << 3)
static int a;
void set_bit3(void)
{
    
    
	a |= BIT3;
}
void clear_bit3(void)
{
    
    
	a &= ~BIT3;
}

6.硬中断与软中断

硬中断是由外部事件引起的因此具有随机性和突发性；软中断是执行中断指令产生的，无外面事件中断请求信号，因此软中断的发生不是随机的而是由程序安排好的。
(1)硬中断的中断号是由中断控制器提供的（NMI硬中断中断号系统指定为02H）；软中断的中断号由指令直接给出，无需使用中断控制器。
(2)硬中断是可屏蔽的（NMI硬中断不可屏蔽），软中断不可屏蔽。
网卡收到数据包的时候，就会发出一个中断。我们通常所说的中断指的是硬中断(hardirq)。

软中断
为了满足实时系统的要求，中断处理应该是越快越好。linux为了实现这个特点，当中断发生的时候，硬中断处理那些短时间就可以完成的工作，而将那些处理事件比较长的工作，放到中断之后来完成，也就是软中断(softirq)来完成。

软中断是一种推后执行的机制,定时器,网卡的数据的处理是很典型的软中断,这个和中断向量表里的中断是完全不一样的,以网络数据的处理为例,当网卡接到一个数据包后,其中断处理程序（硬中断）只是把数据复制到缓冲区,然后就告诉网卡,你可以再传数据给 我了,也就是中断返回,但在此之前,网卡的中断处理程序要置一个标志位,告诉操作系统有事要做,这个事就是软中断,但软中断只是很多中断返回时要做的事情之一,操作系统每次中断返回时会检查着个标志位,看是否有事要做,如果有,就会去处理,象前面提到的网卡,这时候操作系统就回调用软中断的处理函数,网卡的软中断程序就是做分析数据包啊,这个数据应该传给谁啊等这些工作.没有,就返回了,除了必须的部分。

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7.中断与异常的区别

中断是外部硬件产生的电信号通过处理器的中断端口打断处理器的处理过程，如通常的磁盘中断、打印机中断等。
异常是处理器内部执行到错误指令、或者在执行期间出现错误，必须靠内核处理的时候就会产生一个异常。如程序出错(非法指令、地址越界)。

8.网络模型

网络设计者以分层(layer)的方式组织协议，每个协议属于层次模型之一。每一层都是向它的上一层提供服务(service)，即所谓的服务模型(service model)。每个分层中所有的协议称为 协议栈(protocol stack)。因特网的协议栈由五个部分组成：物理层、链路层、网络层、运输层和应用层。
应用层
应用层是网络应用程序和网络协议存放的分层，因特网的应用层包括许多协议，例如我们学 web 离不开的 HTTP，电子邮件传送协议 SMTP、端系统文件上传协议 FTP、还有为我们进行域名解析的 DNS 协议。应用层协议分布在多个端系统上，一个端系统应用程序与另外一个端系统应用程序交换信息分组，我们把位于应用层的信息分组称为 报文(message)。

运输层
因特网的运输层在应用程序断点之间传送应用程序报文，在这一层主要有两种传输协议 TCP和 UDP，利用这两者中的任何一个都能够传输报文，不过这两种协议有巨大的不同。

TCP 向它的应用程序提供了面向连接的服务，它能够控制并确认报文是否到达，并提供了拥塞机制来控制网络传输，因此当网络拥塞时，会抑制其传输速率。
TCP使用滑动窗口机制来进行流量控制。
建立连接时，各端分配一个缓冲区用来存储接收的数据，并将缓冲区的尺寸发送给另一端。接收方发送的确认消息中包含了自己剩余的缓冲区尺寸。剩余缓冲区空间的数量叫做窗口。其实就是建立连接的双方互相知道彼此剩余的缓冲区大小。

UDP 协议向它的应用程序提供了无连接服务。它不具备可靠性的特征，没有流量控制，也没有拥塞控制。我们把运输层的分组称为 报文段(segment)
UDP通讯协议的特点：
udp是不可靠协议，意思是说没有应答重传机制
不需要建立连接，所以速度快。
UDP通讯是不分服务端和客服端的，只分发送端和接收端。
发送端的使用步骤：

建立UDP的服务
准备数据，把数据封装到数据包中发送。发送端的数据包要带上IP地址与端口号
调用UDP的服务，发送数据
关闭资源

接收端的使用步骤：
建立UDP的服务
准备空的数据包接收数据
调用UDP的服务接收数据
关闭资源

网络层
因特网的网络层负责将称为 数据报(datagram) 的网络分层从一台主机移动到另一台主机。网络层一个非常重要的协议是 IP 协议，所有具有网络层的因特网组件都必须运行 IP 协议，IP 协议是一种网际协议，除了 IP 协议外，网络层还包括一些其他网际协议和路由选择协议，一般把网络层就称为 IP 层，由此可知 IP 协议的重要性。

链路层
为了将分组从一个节点（主机或路由器）运输到另一个节点，网络层必须依靠链路层提供服务。链路层的例子包括以太网、WiFi 和电缆接入的 DOCSIS 协议，因为数据从源目的地传送通常需要经过几条链路，一个数据包可能被沿途不同的链路层协议处理，我们把链路层的分组称为 帧(frame)
最基本的服务是将源自网络层的数据可靠的传输到相邻的节点的目标网络层。

物理层
虽然链路层的作用是将帧从一个端系统运输到另一个端系统，而物理层的作用是将帧中的一个个 比特 从一个节点运输到另一个节点，物理层的协议仍然使用链路层协议，这些协议与实际的物理传输介质有关，例如，以太网有很多物理层协议：关于双绞铜线、关于同轴电缆、关于光纤等等。

9.http的报文结构

一个HTTP请求报文由请求行、请求头部、空行和请求数据4个部分组成。
HTTP 协议主要由三大部分组成：
起始行（start line）：描述请求或响应的基本信息；
头部字段（header）：使用 key-value 形式更详细地说明报文；
消息正文（entity）：实际传输的数据，它不一定是纯文本，可以是图片、视频等二进制数据。
其中起始行和头部字段并成为 请求头 或者 响应头，统称为 Header；消息正文也叫做实体，称为 body。HTTP 协议规定每次发送的报文必须要有 Header，但是可以没有 body，也就是说头信息是必须的，实体信息可以没有。而且在 header 和 body 之间必须要有一个空行（CRLF）。

HTTP响应也由三个部分组成，分别是：状态行、消息报头、响应正文

10.TCP与UDP的区别，进一步为什么。

TCP：面向连接，可靠的，速度慢，效率低。
UDP：无连接、不可靠、速度快、效率高。
因为TCP发送的数据包是按序号发送，有确认机制和丢失重传机制，而UDP是不可靠的发送机制，发送的对应端口的数据包不是按顺序发送的。

11.HTTP与HTTPS有什么区别

HTTP协议传输的数据都是未加密的，也就是明文的，因此使用HTTP协议传输隐私信息非常不安全，为了保证这些隐私数据能加密传输，于是网景公司设计了SSL（Secure Sockets Layer）协议用于对HTTP协议传输的数据进行加密，从而就诞生了HTTPS。
简单来说，HTTPS协议是由SSL+HTTP协议构建的可进行加密传输、身份认证的网络协议，要比http协议安全。
HTTPS和HTTP的区别主要如下：
1).https协议需要到ca申请证书，一般免费证书较少，因而需要一定费用。
2).http是超文本传输协议，信息是明文传输，https则是具有安全性的ssl加密传输协议。
3).http和https使用的是完全不同的连接方式，用的端口也不一样，前者是80，后者是443。
4).http的连接很简单，是无状态的；HTTPS协议是由SSL+HTTP协议构建的可进行加密传输、身份认证的网络协议，比http协议安全。

12.TCP三次握手四次挥手

TCP三次握手
所谓三次握手，是指建立一个TCP连接时，需要客户端和服务器总共发送3个包。
三次握手的目的是连接服务器指定端口，建立TCP连接,并同步连接双方的序列号和确认号并交换 TCP 窗口大小信息.在socket编程中，客户端执行connect()时。将触发三次握手。
(1) 第一次握手：建立连接时，客户端A发送SYN包(SYN=j)到服务器B，并进入SYN_SEND状态，等待服务器B确认。
(2) 第二次握手：服务器B收到SYN包，必须确认客户A的SYN(ACK=j+1)，同时自己也发送一个SYN包(SYN=k)，即SYN+ACK包，此时服务器B进入SYN_RECV状态。
(3) 第三次握手：客户端A收到服务器B的SYN＋ACK包，向服务器B发送确认包ACK(ACK=k+1)，此包发送完毕，客户端A和服务器B进入ESTABLISHED状态，完成三次握手。
完成三次握手，客户端与服务器开始传送数据。

TCP 四次挥手
TCP的连接的拆除需要发送四个包，因此称为四次挥手。客户端或服务器均可主动发起挥手动作，在socket编程中，任何一方执行close()操作即可产生挥手操作。
TCP连接是全双工的，因此每个方向都必须单独进行关闭。这原则是当一方完成它的数据发送任务后就能发送一个FIN来终止这个方向的连接。收到一个 FIN只意味着这一方向上没有数据流动，一个TCP连接在收到一个FIN后仍能发送数据。首先进行关闭的一方将执行主动关闭，而另一方执行被动关闭。
(1)TCP客户端发送一个FIN，用来关闭客户到服务器的数据传送。
(2)服务器收到这个FIN，它发回一个ACK，确认序号为收到的序号加1。和SYN一样，一个FIN将占用一个序号。
(3)服务器关闭客户端的连接，发送一个FIN给客户端。
(4)客户端发回ACK报文确认，并将确认序号设置为收到序号加1

13.Epoll的触发模式及区别

epoll有EPOLLLT和EPOLLET两种触发模式，LT是默认的模式，ET是“高速”模式。
LT(level triggered)是缺省的工作方式，并且同时支持block和no-block socket.在这种做法中，内核告诉你一个文件描述符是否就绪了，然后你可以对这个就绪的fd进行IO操作。如果你不作任何操作，内核还是会继续通知你的，所以，这种模式编程出错误可能性要小一点。传统的select/poll都是这种模型的代表。

ET(edge-triggered)是高速工作方式，只支持no-block socket（非阻塞模式）。在这种模式下，当描述符从未就绪变为就绪时，内核通过epoll告诉你。然后它会假设你知道文件描述符已经就绪，并且不会再为那个文件描述符发送更多的就绪通知，直到你做了某些操作导致那个文件描述符不再为就绪状态了(比如，你在发送，接收或者接收请求，或者发送接收的数据少于一定量时导致了一个EWOULDBLOCK 错误）。 如果一直不对这个fd作IO操作(从而导致它再次变成未就绪)，内核不会发送更多的通知(only once),不过在TCP协议中，ET模式的加速效用仍需要更多的benchmark确认）。

14.多路IO复用中epoll和select区别

1)select==>时间复杂度O(n)
它仅仅知道了，有I/O事件发生了，却并不知道是哪那几个流（可能有一个，多个，甚至全部），我们只能无差别轮询所有流，找出能读出数据，或者写入数据的流，对他们进行操作。所以select具有O(n)的无差别轮询复杂度，同时处理的流越多，无差别轮询时间就越长。
把select的timeout参数设为NULL就是非堵塞的，有时间设置就是堵塞的，时间结束后返回告知有没有文件发生改变可读。用FD_ISSET判断当前的文件是否发生改变。当文件比较多时需要每个都轮询。
(2)poll==>时间复杂度O(n)
poll本质上和select没有区别，它将用户传入的数组拷贝到内核空间，然后查询每个fd对应的设备状态， 但是它没有最大连接数的限制，原因是它是基于链表来存储的.
(3)epoll==>时间复杂度O(1)
epoll可以理解为event poll，不同于忙轮询和无差别轮询，epoll会把哪个流发生了怎样的I/O事件通知我们。所以我们说epoll实际上是事件驱动（每个事件关联上fd）的，此时我们对这些流的操作都是有意义的。（复杂度降低到了O(1)）
epoll：只有活跃可用的FD才会调用callback函数，epoll_wait()系统调用。通过此调用收集收集在epoll监控中已经发生的事件。epoll_events里面将储存所有的读写事件。
引用地址： select、poll、epoll之间的区别

15.应用层有哪些协议用到udp、tcp

引用地址：基于TCP或UDP的应用层协议有哪些

16.自旋锁、互斥锁、读写锁

自旋锁spinlock
自旋锁的主要特征是使用者在想要获得临界区执行权限时，如果临界区已经被加锁，那么自旋锁并不会阻塞睡眠，等待系统来主动唤醒，而是原地忙轮询资源是否被释放加锁，自旋就是自我旋转，这个名字还是很形象的。自旋锁有它的优点就是避免了系统的唤醒，自己来执行轮询，如果在临界区的资源代码非常短且是原子的，那么使用起来是非常方便的，避免了各种上下文切换，开销非常小，因此在内核的一些数据结构中自旋锁被广泛的使用。

互斥锁mutex
使用者使用互斥锁时在访问共享资源之前对进行加锁操作，在访问完成之后进行解锁操作，谁加锁谁释放，其他使用者没有释放权限。 加锁后，任何其他试图再次加锁的线程会被阻塞，直到当前进程解锁。 区别于自旋锁，互斥锁无法获取锁时将阻塞睡眠，需要系统来唤醒，可以看出来自旋转自己原地旋转来确定锁被释放了，互斥锁由系统来唤醒，但是现实并不是那么美好的，因为很多业务逻辑系统是不知道的，仍然需要业务线程执行while来轮询是否可以重新加锁。考虑这种情况：解锁时有多个线程阻塞，那么所有该锁上的线程都被编程就绪状态， 第一个变为就绪状态的线程又执行加锁操作，那么其他的线程又会进入等待，对其他线程而言就是虚假唤醒。 在这种方式下，只有一个线程能够访问被互斥锁保护的资源。

读写锁rwlock
读写锁也叫共享互斥锁：读模式共享和写模式互斥，本质上这种非常合理，因为在数据没有被写的前提下，多个使用者读取时完全不需要加锁的。读写锁有读加锁状态、写加锁状态和不加锁状态三种状态，当读写锁在写加锁模式下，任何试图对这个锁进行加锁的线程都会被阻塞，直到写进程对其解锁。

读优先的读写锁：读写锁rwlock默认的也是读优先，也就是:当读写锁在读加锁模式先，任何线程都可以对其进行读加锁操作，但是所有试图进行写加锁操作的线程都会被阻塞，直到所有的读线程都解锁，因此读写锁很适合读次数远远大于写的情况。这种情况需要考虑写饥饿问题，也就是大量的读一直轮不到写，因此需要设置公平的读写策略。在一次面试中曾经问到实现一个写优先级的读写锁，感兴趣的可以想想如何实现。

RCU锁
RCU锁是读写锁的扩展版本，简单来说就是支持多读多写同时加锁，多读没什么好说的，但是对于多写同时加锁，还是存在一些技术挑战的。RCU锁翻译为Read Copy Update Lock，读-拷贝-更新 锁。Copy拷贝：写者在访问临界区时，写者将先拷贝一个临界区副本，然后对副本进行修改；Update更新：RCU机制将在在适当时机使用一个回调函数把指向原来临界区的指针重新指向新的被修改的临界区，锁机制中的垃圾收集器负责回调函数的调用。更新时机：没有CPU再去操作这段被RCU保护的临界区后，这段临界区即可回收了，此时回调函数即被调用。从实现逻辑来看，RCU锁在多个写者之间的同步开销还是比较大的，涉及到多份数据拷贝，回调函数等，因此这种锁机制的使用范围比较窄，适用于读多写少的情况，如网络路由表的查询更新、设备状态表更新等，在业务开发中使用不是很多。

17.进程间的通信方式

1.管道
匿名管道：
概念：在内核中申请一块固定大小的缓冲区，程序拥有写入和读取的权利，一般使用fork函数实现父子进程的通信。
命名管道：
概念：在内核中申请一块固定大小的缓冲区，程序拥有写入和读取的权利，没有血缘关系的进程也可以进程间通信。
特点：
面向字节流，
生命周期随内核
自带同步互斥机制。
半双工，单向通信，两个管道实现双向通信。

2.消息队列
概念：在内核中创建一队列，队列中每个元素是一个数据报，不同的进程可以通过句柄去访问这个队列。
消息队列提供了一种从一个进程向另一个进程发送一块数据的方法。
每个数据块都被认为有一个数据类型，接受者进程接收的数据块可以有不同的类型块。
每个消息队列的总的字节数是由上限的(MSGMNB)，系统上消息队列的总数也有一个上限(MSGMNI)。
消息队列可以认为是一个全局的一个链表，链表节点钟存放着数据报的类型和内容，有消息队列的标识符进行标记。
消息队列允许一个或多个进程写入或者读取消息。
消息队列的生命周期随内核。
消息队列可实现双向通信。

3.信号量(信号灯集)
概念：在内核中创建一个信号量集合（本质是个数组），数组的元素（信号量）都是1，使用P操作进行-1，使用V操作+1。
(1) P(sv):如果sv的值大于0，则减一；如果该值为0，就挂起该进程的执行。
(2) V(sv)如果有其他进程因等待sv而被挂起，就让他恢复运行，如果没有进程因等待sv而挂起，就给他加1。
PV操作用于同一进程，实现互斥。
PV操作用于不同进程，实现同步。
功能：
对临界资源进行保护。
信号量机制(Semaphore)：包括无名线程信号量和命名线程信号量
信号量的值为正的时候，说明它空闲。所测试的线程可以锁定而使用它。若为0，说明
它被占用，测试的线程要进入睡眠队列中，等待被唤醒。
二值信号量：信号量的值只有0和1，这和互斥量很类似，若资源被锁住，信号量的值为0，若资源可用，则信号量的值为1；
计数信号量：信号量的值在0到一个大于1的限制值之间，该计数表示可用的资源的个数。

4.共享内存
概念：将同一块物理内存一块映射到不同的进程的虚拟地址空间中，实现不同进程间对同一资源的共享。
共享内存可以说是最有用的进程间通信方式，也是最快的IPC形式。
特点：
不用从用户态到内核态的频繁切换和拷贝数据，直接从内存中读取就可以。
共享内存是临界资源，所以需要操作时必须要保证原子性。使用信号量或者互斥锁都可以。
生命周期随内核。

18.线程间的通信方式

锁机制：包括互斥锁、条件变量、读写锁和自旋锁。
互斥锁确保同一时间只能有一个线程访问共享资源。当锁被占用时试图对其加锁的线程都进入阻塞状态(释放CPU资源使其由运行状态进入等待状态)。当锁释放时哪个等待线程能获得该锁取决于内核的调度。

读写锁当以写模式加锁而处于写状态时任何试图加锁的线程(不论是读或写)都阻塞，当以读状态模式加锁而处于读状态时“读”线程不阻塞，“写”线程阻塞。读模式共享，写模式互斥。

条件变量可以以原子的方式阻塞进程，直到某个特定条件为真为止。对条件的测试是在互斥锁的保护下进行的。条件变量始终与互斥锁一起使用。条件变量是用来等待而不是用来上锁的。条件变量用来自动阻塞一个线程，直到某特殊情况发生为止，调用wait函数发生堵塞，还有一个带时间的阻塞函数timewait（）；

条件变量是利用线程间共享的全局变量进行同步的一种机制，主要包括两个动作：一个线程等待"条件变量的条件成立"而挂起；另一个线程使 “条件成立”（给出条件成立信号）。

自旋锁上锁受阻时线程不阻塞而是在循环中轮询查看能否获得该锁，没有线程的切换因而没有切换开销，不过对CPU的霸占会导致CPU资源的浪费。 所以自旋锁适用于并行结构(多个处理器)或者适用于锁被持有时间短而不希望在线程切换产生开销的情况。
信号量机制(Semaphore)：包括无名线程信号量和命名线程信号量
信号机制(Signal)：类似进程间的信号处理

信号量
信号量（sem）和互斥锁的区别：互斥锁只允许一个线程进入临界区，而信号量允许多个线程进入临界区。
信号量的值为正的时候，说明它空闲。所测试的线程可以锁定而使用它。若为0，说明它被占用，测试的线程要进入睡眠队列中，等待被唤醒。
二值信号量：信号量的值只有0和1，这和互斥量很类似，若资源被锁住，信号量的值为0，若资源可用，则信号量的值为1；
计数信号量：信号量的值在0到一个大于1的限制值之间，该计数表示可用的资源的个数。

19.Linux系统怎么看系统资源状况

总体内存占用的查看:free
显示系统资源占用情况:ps auxw
各个任务占用资源情况:top

20.inode和文件描述符

inode 或i节点是指对文件的索引。如一个系统，所有文件是放在磁盘或flash上，就要编个目录来说明每个文件在什么地方，有什么属性，及大小等。就像书本的目录一样，便于查找和管理。这目录是操作系统需要的，用来找文件或叫管理文件。许多操作系统都用到这个概念，如linux， 某些嵌入式文件系统等。当然，对某个系统来说，有许多i节点。所以对i节点本身也是要进行管理的。

在linux中，内核通过inode来找到每个文件，但一个文件可以被许多用户同时打开或一个用户同时打开多次。这就有一个问题，如何管理文件的当前位移量，因为可能每个用户打开文件后进行的操作都不一样，这样文件位移量也不同，当然还有其他的一些问题。所以linux又搞了一个文件描述符（file descriptor）这个东西，来分别为每一个用户服务。每个用户每次打开一个文件，就产生一个文件描述符，多次打开就产生多个文件描述符，一一对应，不管是同一个用户，还是多个用户。该文件描述符就记录了当前打开的文件的偏移量等数据。所以一个i节点可以有0个或多个文件描述符。多个文件描述符可以对应一个i节点。

总结

近期会整理嵌入式面试相关问题，包含C语言、C++以Linux操作系统。之后会陆续更新基于以上三部分内容中的重点问题进行整理。
如果博客内容有不严谨或错误的部分，请及时评论或私信，本人将第一时间进行补充与更正！