一个有关用户体验的文章
Posted by dengwei
一直坚信细节决定成败，在 BLUEIDEA 碰巧看到这篇有关用户体验的文章，讲述的内容都是很简单的，但是实际在工作中，有些东西我也总遗忘，转载过来和大家共享吧。
google背后的分布式架构
Posted by dengwei
Google是与众不同的。它的独特不仅仅表现于革新的思维和充满创意的应用 (比如那个大堂里的地球模型)，更在于其有别常规的IT策略……
加利福尼亚州山景城(Mountain View)Google公司(Google，下称Google)总部有一个43号大楼，该建筑的中央大屏幕上显示着一个与Google地球(Google Earth)相仿的世界地图，一个转动的地球上不停地闪动着五颜六色的光点，恍如罗马宫廷的千万烛灯，每一次闪动标志着地球的这个角落一名Google用 户发起了一次新的搜索。
这同时意味着Google又一次满足了人们对未知信息的好奇与渴望。
Google是与众不同的。它的独特不仅仅表现于革新的思维和充满创意的应用 (比如那个大堂里的地球模型)，更在于其有别常规的IT策略。从人们的常理来看，简单的硬件商品和免费软件是无法构建出一个帝国的，但是Google做到 了。在性能调整后，Google把它们变成一个无可比拟的分布式计算平台，该平台能够支持大规模的搜索和不断涌现的新兴应用。我们原本认为这些应用都是个 人消费级别的，但是Google改变了这一切。现在商业世界也在使用它们，这就令这家搜索公司显得那么与众不同。
GoogleWeb 服务背后的IT架构对无数使用搜索引擎的用户来说也许并不是非常重要，但它是Google几百位致力于把全球信息组织起来，实现“随处可达，随时可用”目 标的工程师们的最核心工作。这就需要一个在覆盖范围和野心上都与Google的商业愿景完全相符的IT蓝图作为支撑。
Google 的经理们一直对公司的IT策略话题保持沉默，他们厌恶谈及特定的厂商或者产品，当被问到他们的服务器和数据中心时，他们总是闭口不谈。但与几位 Google的IT领导一起呆了一天后，我们最终得以揭示该公司的IT是如何运作的，那可不仅仅是一个运行在无数服务器集群上的、表面看来非常简单的搜索 引擎。在其简单的外表下，蕴涵着许多内部研发软件、定制硬件、人工智能，以及对性能的执着追求和打破常规的人力管理模式。
IT理念方面，Google对同行有一条建议：尽量避免那些人人都在使用的系统和软件，以自己的方式做事会更有独特的竞争优势。
“企业文化决定了你的做事方式。”道格拉斯”美林(Douglas Merrill)，这位Google工程副总裁和事实上的首席信息官(CIO) 指出，“到了我们这样的发展阶段，企业观念和文化非常与众不同，这也反过来鞭策我们必须要采用与众不同的方式来运行那些他人看来很常规的系统。”
Google 最大的IT优势在于它能建造出既富于性价比(并非廉价)又能承受极高负载的高性能系统。因此IT顾问史蒂芬”阿诺德(Stephen Arnold)指出，Google与竞争对手，如亚马逊网站(Amazon)、电子港湾公司(eBay)、微软公司(Microsoft，下称微软)和雅 虎公司 (Yahoo，下称雅虎)等公司相比，具有更大的成本优势。Google程序员的效率比其他Web公司同行们高出50%～100%，原因是Google已 经开发出了一整套专用于支持大规模并行系统编程的定制软件库。据他估算，其他竞争公司可能要花上四倍的时间才能获得同等的效果。
打造服务器
Google 究竟是怎样做到这点的呢?其中一个手段，美林认为，“是因为我们自己动手打造硬件。”Google并不制造计算机系统，但它根据自己的参数定制硬件，然后 像MTV的节目“靓车打造”(Pimp My Ride)那样自己安装和调整硬件系统。开源程序经理克里斯”迪博纳(Chris DiBona)评论道：“我们很善于购买商业服务器，并且改造他们为我们所用，最后把性能压榨和发挥到极致，以致有时候他们热得像要融化了似的。”
这种亲手打造的方式，来源于Google从车库诞生时与生俱来的节俭风格，更与Google那超大型的系统规模息息相关，良好的习惯一直延续至 今。据说 Google在65个数据中心拥有20万～45万台服务器—这个数目会有偏差(取决于你如何定义服务器和由谁来做这项统计)。但是，不变的是持续上升的趋势。
Google不会去讨论这些资产，因为它认为保密也是一种竞争优势。事实上，Google之所以喜欢开源软件也是因为它的私密性。“如果我们购 买了软件许可或代码许可，人们只要对号入座，就可以猜出Google的IT基础架构。”迪博纳分析说， “使用开源软件，就使我们多了一条把握自己命运的途径。”
Google喜欢规模化的服务器运行方式。当有成百上千台机器时，定制服务器的优势也会成倍增加，效果也会更趋明显。Google正在俄勒冈州 哥伦比亚河边的达勒斯市建造一个占地30亩的数据中心，在那儿它可以获得运算和降温需要的低价水力电力能源(参见边栏《Google数据中心自有一套》)。
Google以“单元”(Cell)的形式组织这些运行 Linux操作系统的服务器，迪博纳把这种形式比喻成互联网服务的“磁盘驱动器”(但别和一直谣传的Google存储服务Gdrive混淆了，“并没有 Gdrive这回事。”一位Google女发言人明确表示。)，公司的软件程序都驻扎在这些并不昂贵的电脑机箱里，由程序员决定它们的冗余工作量。这种由 很多单元组成的文件系统代替了商业存储设备;迪博纳表示Google这些单元设备更易于建造和维护，他还暗示他们能处理更大规模的数据。
Google 不会漏过对任何技术细节的关注。多年来，公司的工程师就在研究微处理器的内部工作机制，随着Google规模的持续壮大，必然会用到特别定制和调节过的芯 片。知名工程师路易斯”巴罗索(Luiz Barroso)去年在一篇发表在工业杂志上的论文中证实，近年来Google的主要负荷都由单核设计的系统承担着。但许多服务器端的应用，如 Google搜索索引服务，所需的并行计算在单核芯片的指令级别上执行得并不好。
曾在数据设备公司(Digital Equipment)和康柏公司(Compaq)当过芯片设计师的巴罗索认为，随着AMD公司、英特尔公司(Intel)、太阳计算机系统公司(Sun)开始制造多核芯片，必将会出现越来越多芯片级别的并行计算。
Google 也曾考虑过自己制造计算机芯片，但从业界潮流来看，这个冒险的举动似乎不是很必要。“微处理器的设计非常复杂而且成本昂贵，”运营高级副总裁乌尔斯”霍尔 茨勒(Urs Holzle)表示。Google宁愿与芯片制造商合作，让他们去理解自己的应用并设计适合的芯片。这是一种客户建议式的设计，其关注点在于总体吞吐量、 效能，以及耗电比，而不是看单线程的峰值性能。霍尔茨勒表示，“这也是最近多核CPU的设计潮流与未来方向。”
裁缝般地定制软件
为了能尽量压榨硬件性能，Google开发了相当数量的定制软件。创新产品主要包括用于简化处理和创建大规模数据集的编程模型 MapReduce;用于存储和管理大规模数据的系统BigTable;分析分布式运算环境中大规模数据集的解释编程语言Sawzall;用于数据密集型 应用的分布式文件系统的 “Google文件系统”(Google File System);还有为处理分布式系统队列分组和任务调度的“Google工作队列”(Google Workqueue)。
正是从Sawzall这些工具里体现出Google对计算效率的执著关注。并不是每家公司都能从底层去解决效率问题，但是对Google来说， 为常规关系型数据库无法容纳的大规模数据集专门设计一种编程语言是完全合理的。即使其他编程工具可以解决问题，Google的工程师们仍然会为了追求效率 而另外开发一套定制方案。Google工程师认为，Sawzall能与C++中的MapReduce相媲美，而且它更容易编写一些。
Google 对效率的关注使它不可能对标准Linux内核感到满意;Google会根据自己的需要运行修改过的内核版本。通过调整Linux的底层性能，Google 工程师们在提高了整体系统可靠性的基础上，还一并解决了数据损坏和数据瓶颈等一系列棘手问题。对内核的修改也使Google的计算机集群系统因为通信效率 的提高而运行得更快。
当然，Google偶尔也会出现系统故障，情况一旦发生，无数的用户就会受到影响了。三年前一次持续30分钟的系统故障使20%的搜索流量受到影响。
Google 开发了自己的网站服务器却没有使用开源的Apache服务器，尽管它在网站服务器的市场占有率超过60%。迪博纳认为，Google的网站服务器可以运行 在更多数量的主机上，对Google站点上内容庞大又彼此互相依赖的应用程序来说，这种服务器的负载均衡能力远比Apache的能力更高。同时，在用标准 公共网关接口(CGI)访问数据库动态网页方面，Google服务器的编程难度要比 Apache更高，但是最终运行速度却更快。“如果我们能够压榨出10%～20%的性能，我们就可以节省出更多系统资源、电量和人力了。”迪博纳在总结中指出。
Google还设计了自己的客户关系管理(CRM)系统用于支持自己基于竞价和点击的互联网广告收费业务。但对是否需要设计自己的工具，Google的态度也不是一成不变的。比如在财会软件上，它就使用了甲骨文公司(Oracle)的Financials软件。
美林拿着一只叉子举例说明现成的产品也可以带来价值。但在有些场合现成的软件产品就不一定适用了。“我们的文化在各个层面对我们的运作都有深远影响，”他表示，“所以我们不想让购买所得的工具改变我们的工作方式和文化层面。”
Google’s BigTable 原理 （翻译）
题记：google 的成功除了一个个出色的创意外，还因为有 Jeff Dean 这样的软件架构天才。
—— 编者
官方的 Google Reader blog 中有对BigTable 的解释。这是Google 内部开发的一个用来处理大数据量的系统。这种系统适合处理半结构化的数据比如 RSS 数据源。 以下发言 是 Andrew Hitchcock 在 2005 年10月18号 基于： Google 的工程师 Jeff Dean 在华盛顿大学的一次谈话 (Creative Commons License).
首先，BigTable 从 2004 年初就开始研发了，到现在为止已经用了将近8个月。（2005年2月）目前大概有100个左右的服务使用BigTable，比如： Print,Search History,Maps和 Orkut。根据Google的一贯做法，内部开发的BigTable是为跑在廉价的PC机上设计的。BigTable 让Google在提供新服务时的运行成本降低，最大限度地利用了计算能力。
BigTable 是建立在 GFS ，Scheduler ，Lock Service 和 MapReduce 之上的。
每个Table都是一个多维的稀疏图 sparse map。Table 由行和列组成，并且每个存储单元 cell 都有一个时间戳。在不同的时间对同一个存储单元cell有多份拷贝，这样就可以记录数据的变动情况。在他的例子中，行是URLs ，列可以定义一个名字，比如：contents。Contents 字段就可以存储文件的数据。或者列名是：”language”，可以存储一个“EN”的语言代码字符串。
为了管理巨大的Table，把Table根据行分割，这些分割后的数据统称为：Tablets。每 个Tablets大概有 100-200 MB，每个机器存储100个左右的 Tablets。底层的架构是：GFS。由于GFS是一种分布式的文件系统，采用Tablets的机制后，可以获得很好的负载均衡。比如：可以把经常响应 的表移动到其他空闲机器上，然后快速重建。
Tablets在系统中的存储方式是不可修改的 immutable 的SSTables，一台机器一个日志文件。当系统的内存满后，系统会压缩一些Tablets。由于Jeff在论述这点的时候说的很快，所以我没有时间把听到的都记录下来，因此下面是一个大概的说明：
压缩分为：主要和次要的两部分。次要的压缩仅仅包括几个Tablets，而主要的压缩时关于整个系统的压缩。主压缩有回收硬盘空间的功能。Tablets的位置实际上是存储在几个特殊的BigTable的存储单元cell中。看起来这是一个三层的系统。
客户端有一个指向METAO的Tablets的指针。如果METAO的Tablets被频繁使用，那个这台机器就会放弃其他的tablets专门支持 METAO这个Tablets。METAO tablets 保持着所有的META1的tablets的记录。这些tablets中包含着查找tablets的实际位置。（老实说翻译到这里，我也不太明白。）在这个系统中不存在大的瓶颈，因为被频繁调用的数据已经被提前获得并进行了缓存。
现在我们返回到对列的说明：列是类似下面的形式： family:optional_qualifier。在他的例子中，行：www.search-analysis.com 也许有列：”contents:其中包含html页面的代码。 “ anchor:cnn.com/news” 中包含着 相对应的url，”anchor:www.search-analysis.com/” 包含着链接的文字部分。列中包含着类型信息。
(翻译到这里我要插一句，以前我看过一个关于万能数据库的文章，当时很激动，就联系了作者，现在回想起来，或许google的 bigtable 才是更好的方案，切不说分布式的特性，就是这种建华的表结构就很有用处。)
注意这里说的是列信息，而不是列类型。列的信息是如下信息，一般是：属性/规则。 比如：保存n份数据的拷贝或者保存数据n天长等等。当 tablets 重新建立的时候，就运用上面的规则，剔出不符合条件的记录。由于设计上的原因，列本身的创建是很容易的，但是跟列相关的功能确实非常复杂的，比如上文提到 的 类型和规则信息等。为了优化读取速度，列的功能被分割然后以组的方式存储在所建索引的机器上。这些被分割后的组作用于 列 ,然后被分割成不同的 SSTables。这种方式可以提高系统的性能，因为小的，频繁读取的列可以被单独存储，和那些大的不经常访问的列隔离开来。
在一台机器上的所有的 tablets 共享一个log，在一个包含1亿的tablets的集群中，这将会导致非常多的文件被打开和写操作。新的log块经常被创建，一般是64M大小，这个GFS的块大小相等。当一个机器down掉后，控制机器就会重新发布他的log块到其他机器上继续进行处理。这台机器重建tablets然后询问控制机器处理结构的存储位置，然后直接对重建后的数据进行处理。这个系统中有很多冗余数据，因此在系统中大量使用了压缩技术。
Dean 对压缩的部分说的很快，我没有完全记下来，所以我还是说个大概吧：压缩前先寻找相似的 \行，列，和时间数据。
他们使用不同版本的： BMDiff 和 Zippy 技术。
BMDiff 提供给他们非常快的写速度： 100MB/s – 1000MB/s 。Zippy 是和 LZW 类似的。Zippy 并不像 LZW 或者 gzip 那样压缩比高，但是他处理速度非常快。
Dean 还给了一个关于压缩 web 蜘蛛数据的例子。这个例子的蜘蛛 包含 2.1B 的页面，行按照以下的方式命名：“com.cnn.www/index.html:http”.在未压缩前的web page 页面大小是：45.1 TB ，压缩后的大小是：4.2 TB ， 只是原来的 9.2%。Links 数据压缩到原来的 13.9% , 链接文本数据压缩到原来的 12.7%。
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解决 loadrunner 8.1 拒绝服务问题
Posted by dengwei
因为要给朋友的一个XP上的项目做测试，要用 LR 跑一下，但是发现在设置 windows 资源监视时，对话框一直显示“拒绝访问”，所以上网搜了一下解决办法。
１、安全策略要调整；
２、服务要开启；
３、只留一个管理员账号，其它的账号在计算机管理里统统禁用；
４、要用 net use 连接 ipc$；
以下为引用网上的详细内容：
安全策略在作怪（管理工具 -> 本地安全策略 -> 安全选项 -> "网络访问：本地帐户的共享和安全模式"）。默认情况下，XP的访问方式是"仅来宾"的方式，那么你访问它，当然就固定为Guest来访问，而guest 账户没有监控的权限，所以要把访问方式改为“经典”模式，这样就可以以administrator的身份登陆了。
备注：Remote Registry 这个服务要启动
相关问题：监视windows系统注意事项
1 监视连接前的准备工作
首先保证被监视的windows系统开启以下二个服务Remote Procedure Call(RPC) 和Remote Registry Service (这里具体在那里开起服务就不说了)。
被监视的WINDOWS机器:右击我的电脑,选择管理->共享文件夹->共享 在这里面要有C$这个共享文件夹,(要是没有自己手动加)。
然后保证在安装LR的机器上使用运行.输入\\被监视机器IP\C$ 然后输入管理员帐号和密码,如果能看到被监视机器的C盘了,就说明你得到了那台机器的管理员权限,可以使用LR去连接了。
说明: LR要连接WINDOWS机器进行监视貌似要有管理员帐号和密码才行。
2 用LR监视windows的步骤
(这里就不详细说明了,只要在窗口中右击鼠标选择Add Measurements就可以了)
[转]AT指令集及S寄存器
Posted by gavinkwoe
AT命令使计算机或终端与调制解调器通讯,所有命令行必须由ASCII字符“AT”开始并由 <Enter> 结束。除了A/指令和推出(缺省为+++)。这些将在后面讨论。字母”AT”用以提醒调制解调器注意，其后将有一条或多条命令出现, “AT”及其后的字母可以是大写或小写。
AT必须同为大写或小写。如”At”或”aT”是不允许的。
一串命令可以写在一行里。为了便于阅读可以加或不加空格。命令中或命令间的空格会被忽略，命令行的最多字符数为39(包括”AT”)。在输入一条命令期间，可以用退格键(backspace)改正除”AT”以外的错误。若命令行中任一处出现语法错误，本行其后的内容将被忽略，并返回ERROR。大数带有超出正常范围的参数的命令将不被接收并返回 ERROR.本章列出所有设置调制解调器的命令。包括控制ACTIVE调制解调器的贺氏标准AT命令集。贺氏V系列命令集和扩展命令集
AT命令集的描述
符号 * 表明该命令的设置可用AT&Wn命令存于两个用户方案中的一个
A/ 重执行命令
重执行前一AT命令行，主要用于连接时占线，无应答或号码错误。这一命令必须单独构成一命令行并由”/”字符结束,(<Enter> 不能用于结束命令)。
+++ 退出字符 缺省:+
切换调制解调器从在线状态到命令状态，而不会中断数据连接。可以通过改变S寄存器S2的值来改变这一字符。
AT=x 写入被选的S寄存器
这一命令将数值x写入当前被选的S寄存器，一个S寄存器可由ATSn命令选择，若 x 是一个数字,所有S 寄存器将返回 OK 响应。
AT? 读被选的S寄存器
这一命令读并且显示被选的S寄存器的内容。一个S寄存器可由ATSn命令选择。
ATA 应答
它必须是命令行中的最后一条指令。调制解调器在应答方式下继续执行连接程序。在与远端调制解调器交换载波后进入连接状态,如果在由寄存器S7规定的时间内(缺省值=50秒)没有检测到载波, 调制解调器将挂机。在连接过程中，通过DTE输入的任何一个字母都将中断这一命令。
ATBn* 选择ITU-T或Bell模式 缺省=0
ATB0 选择在1200和300bps速率下通讯的ITU-T V.22和V.21协议
ATB1 选择在1200和300bps速率下通讯的Bell 212A和103协议ATCn 载波控制缺省=1
包含这一命令只是为了保证兼容性，执行号只是返回一结果码而没有其它作用。
ATC1 正常传输载波切换ATDn 拨号
它必须是命令行中的最后一条指令, ATD命令使调制解调器摘机后, 根据输入的参数拨号,以建立连接。如果不带参数，调制解调器摘机后，不拨号进入发起方式。
使用标点可使命令更易读懂。圆括号,连字符和空格符会被忽略。拔号命令行中如果出现了非法字符，则该字符及其后的内容将被忽略。调制解调器允许的拨号命令长度为36个字符。
参数：0-9 A B C D * # L P T R ! @ W , ; ^ S=n
0-9 DTMF 符号0到9
A-D DTMF 符号A,B,C和D。在一些国家中不使用这些符号
* “星”号(仅用于音频拨号)
# “#”号(仅用于音频拨号)
J 为本次呼叫执行在可提供的最高速率下的MNP10链路协商(可选)
K 使本次呼叫MNP10链路协商期间电源电平可调(可选)
L 重拨上一次拨过的号码
P 脉冲拨号
T 双音频拨号
R 逆叫方式。允许调制解调器使用应答方式呼叫只能作为发起使用的调制解调 器, 必须作为命令行中的最后一个字符输入。
! 使调制解调器按照S29中规定的值挂机一段时间再摘机。
@ 使调制解调器等待5秒钟的无声回答
w 按照寄存器S7中规定的时间，在拨号前等待拨号音。
, 在拨号过程中，按照寄存器S8中规定的时间,暂停
; 拨号后返回命令状态
^ 打开呼叫音
() 被忽视，用于格式化号码串
- 被忽视，用于格式化号码串
<space> 被忽视,用于格式化号码串
S=n 用AT&Zn 命令存在地址n处的号码拨号ATE* 命令回应 缺省:1
ATE0 关闭命令回应
ATE1 打开 命令回应ATHn 摘挂机控制 缺省:0
ATH0 使调制解调器挂机
ATH1 当调制解调器处于挂机状态，使调制解调器摘机，返回响 OK，等待进一步的命令。ATIn 识别
I0 报告产品代码
I1 报告ROM中预先计算的校验和
I2 计算校验和并与ROM中的校验和比较,返回”OK”或”ERROR”结果码
I3 报告固件修正
I4 报告OEM定义的识别串
I5 报告国家代码参数
I6 报告固件修正
I7 报告调制解调器数据泵类型ATLn* 扬声器音量 缺省:2
ATL0 扬声器低音量
ATL1 扬声器低音量
ATL2 扬声器中音量
ATL3 扬声器高音量ATMn* 扬声器控制 缺省:1
ATM0 关闭扬声器
ATM1 扬声器在呼叫建立握手阶段打开至检测到来自于远端调制解调器的载波后关闭
ATM2 扬声器持续开
ATM3 扬声器在应答期间打开。当检测到来自于远端的调制解调器的载波和拨号时关闭ATNn* 调制握手 缺省:1
ATN0 要求调制解调器S37选择连接速率,若S37＝0,则连接速率必须与发出的上一条AT命令的速率相匹配。如果所选择的速率可用不止一个通讯标准实现(如Bell212A或ITU-T V.22 速率在 1200bps)调制解调器同时参考ATB 命令选择。ATN1 允许时使用双方调制解调器都支持的任一速率握手，使能够自动检测。在这一方式下，ATB命令被忽视，调制解调器只用ITU-T方式连接。
ATOn 进入数据在现状态 缺省:0
ATO0 使调制解调器从命令在现状态直接返回数据在线状态,不经过自动均衡。
ATO1 使调制解调器从命令在现状态返回数据在状态,经过自动均衡。ATP* 设脉冲拨号为缺省
ATQn* 结果码显示 缺省:0
ATQ0 调制解调器向DTE发送结果码
ATQ1 禁止调制解调器向DTE发送结果码
ATSn 设S寄存器n为缺省寄存器
ATSn? 读S寄存器读S寄存器中的内容，所有的S寄存器都可以读
ATSn=x 写入S寄存器
将 x值写入指定的S寄存器n
ATT* 设音频拔号为缺省
ATVn* 结束码类型 (消息控制) 缺省:1
ATV0 发送短型 (数字型) 结果码
ATV1 发送长型 (字符型) 结果码ATWn* 协商进程报告 缺省:0
ATW0 不报告纠错呼叫进程
ATW1 报告纠错呼叫进程
ATW2 不报告纠错呼叫进程，CONNECT xxxx指示DCE速率。ATXn* 扩展结果码 缺省:4
ATX0 调制解调器忽视拨号音和忙音。当由盲拨建立连接时，发送CONNECT信息。ATX1 调制解调器忽视拨号音和忙音。当由盲拨建立连接时，CONNECT XXXX 反映的是比特速率
ATX2 调制解调器忽视忙音，但在拨号前等待拨号音，如果5秒钟内检测不到拨号音，则发送NO DIAL TONE 信息，连接建立后 发送 CONNECT xxxx反映比特速率。
ATX3 调制解调器忽视拨号音,若检测到忙音,发送BUSY信息,当由盲拨建立起连接时, CONNECT XXXX 反映的是比特速率。
ATX4 如果5秒钟内检测不到拨号音，发送NO DIAL TONE 讯息,检测到忙音, 发送BUSY信息。连接建立后发送CONNECT XXXX 反映比特速率。
ATYn* 控制长间隔拆接 缺省:0
ATY0 不允许长间隔拆接
ATY1 允许长间隔拆接ATZn 复位 缺省:0
重新调出由用户方案规定的动态配置
ATZ0 软复位并重新调出用户方案0
ATZ1 软复位并重新调出用户方案1AT&An* 握手异常终止(备选) 缺省:1
AT&A0 在握手时禁止用户进行异常终止。当拨号或应答时，握手不能异常终止,只有DTR 信号下降。AT&A1 用户可以在握手时进行异常终止.在接收到DTE的字符后,发起和应答可以在握手期间随时进行异常终止.
AT&Cn* RS232-C DCD 设置缺省:1
AT&C0 DCD为ON，不论来自远端的调制解调器的数据载波的状态为何。
AT&C1 DCD 跟随来自于远端调制解调器的数据载波的状态AT&Dn* RS232-C DTR 设置缺省:2
决定了调制解调器与来自串口的DTR信号相关的操作。由于跟踪DTR的下降引起的操作在下表列出:
1 调制解调器断开连接并发送结果码OK
2 若在数据状态下,则进入命令状态,并发送结果码OK
3 调制解调器断开连接并发送结果码OK, DTR 为 OFF时不能自动应答
4 调制解调器执行热启动(即与ATZ命令相同)
AT&Fn 重新调用工厂 设置缺省:0
&F0 重新调用作为V.42bis自动可靠方式的出厂缺省设置
&F1 重新调用作为MNP5自动可靠方式的出厂缺省设置
&F2 重新调用作为DIRECT方式的出厂缺省设置
&F3 重新调用作为MNP10方式自动可靠方式的出厂缺省设置(可选)
AT&Gn* 设置保护音 缺省:0
AT&G0 无保护音
AT&G1 无保护音
AT&G2 1800HZ保护音
AT&Jn* 电话插头选择 缺省:0
包含这一命令只是基于兼容性的考虑，没有任何功能
AT&J0 不操作任何功能
AT&J1 不操作任何功能
AT&Kn* DTE/调制解调器流 控制缺省:3
AT&K0 关闭流控制
AT&K3 使用RTS/CTS流控
AT&K4 使用XON/XOFF流控
AT&K5 使用透明XON/XOFF流控
AT&K6 使用RTS/CTS和XON/XOFF流控(作为传真方式下的缺省)
AT&Ln* 传输线类型 缺省:0
AT&L0 拨号线
AT&L1 二线专线 （备选）
AT&L2 四线专线 （备选）
AT&Mn* 通讯方式
与AT&Q0-3相同
AT&Pn* 拨号脉冲占空比 缺省:0
AT&P0 39％61％占空比@10PPS
AT&P1 33％67％占空比@10PPS
AT&P2 39％61％占空比@20PPS
AT&P3 33％67％占空比@20PPS
AT&Qn* 通讯方式 缺省:5
AT&Q0 选择直接异步操作
AT&Q1 选择同步模式一操作
AT&Q2 选择同步模式二操作
AT&Q3 选择同步模式三操作
AT&Q4 选择自动同步模式操作
AT&Q5 选择纠错模式操作
AT&Q6 选择标准模式下的异步操作
AT&Rn* RS232-C RTS/CTS 设置缺省:0
AT&R0 CTS跟踪RTS, 本地DTE发送的RTS由OFF变为ON经过由寄存器S26所规定的以10微秒为增量的延迟后,CTS变为ONAT&R1 调制解调器忽视RTS,除非使用了AT&K3命令,CTS保持为ON
AT&Sn* RS232-C DSR 设置缺省:0
AT&S0 DSR始终为ON
AT&S1 DSR根据EIA-232-C的规定操作
AT&Tn* 测试和诊断 缺省:4
测试只能在非纠错方式下(标准或直接模式)下的异步操作中进行，除参数7和8以外，要中止正在进行中的测试必须首先敲入退出符。若S18非零，则测试经由S18规定的时间后自动中止并显示OK。AT&T0 终止进行中的测试
AT&T1 启动本地模拟回环
AT&T3 在本地启动远端数字回环·,若连接未建通,返回ERROR
AT&T4 允许调制解调器响应来自远端的进行远程数字环回测试的请求
AT&T5 拒绝调制解调器响应来自远端的进行远程数字环回测试的求
AT&T6 启动远端数字环回测试,若连接未通,返回ERROR
T&T7 启动远端数字环回自测试,若连接未建通,返回ERROR
AT&T8 启动本地模拟环回自测试
AT&V 看当今配置及用户参数
AT&V0 查看当前配置、用户方案和存储的电话号码
AT&V1 显示最后一次数据连接的详细情况
AT&Wn 储存用户参数 缺省：0
AT&W0 作为用户0存贮
AT&W1 作为用户1存贮
AT&Xn* 选择同步时钟源 缺省：0
AT&X0 调制解调器提供传输时钟，内部时钟。 AT&X1 DTE提供传输时钟，外部时钟。
AT&X2 由调制解调器从接外载波信号中提供传输时钟，从属接收时钟
AT&Yn* 指示缺省用户参数 缺省：0
在硬复位后可选择将使用的用户方案。
AT&Y0 选择用户方案0
AT&Y1 选择用户方案1
AT&Zn=x 储存电话号码(n=0-3) 缺省：0
将一36位数字电话号码(x)存放在一指定电话号码表中(n), 作以后拨号用(参见命令ATDS=n)
AT\An 最大MNP块的大小缺省:2
AT\A0 设最大块为64个字符
AT\A1 设最大块为128个字符
AT\A2 设最大块为192个字符
AT\A3 设最大块为256个字符
AT\Bn 发送中断信号(n=1-9) 缺省:3
当在非MNP连接期间输入此命令,调制解调器向远端调制解器发送一中断信号,中断信号长度参数为n值的100倍（以毫秒 为单位）,在MNP模式下,输入此命令,调制解调器向远端调制解调器发送一链路注意码PDU
AT\Gn 调制解调器到调制解调器的流控制 缺省:0
AT\G0 关闭流控(XON/XOFF)
AT\G1 打开流控(XON/XOFF)
AT\Jn DTE速率自动调整控制 缺省:0
AT\J0 关闭匹配线路速率的DTE速率调整功能
AT\J1 打开匹配线路速率的DTE速率调整功能
AT\Kn 中断控制 缺省:5
在数据传输期间收到来自DTE的中断信号时,调制解调器作出如下响应AT\K0,2,4 调制解调器进入连机命令状态,而不向远端发送中断信号
AT\K1 调制解调器清空终端的缓冲器并向远端调制解调器发送中断信号
AT\K3 调制解调器不清空终端的缓冲器,但向远端调制解调器发送中断信号
AT\K5 调制解调器随发送的数据发送中断信号. 调制解调器在连机命令状态时数据传输过程中，做如下操作
AT\K0,1 调制解调器清空终端的缓冲器，并向远端调制解调器发送中断信号
AT\K2,3 调制解调器不清空缓冲器，但向远端调制解调器发送中断信号
AT\K4,5 调制解调器随传输的数据按顺序发送中断信号 在非纠错模式下收到来自DTE的中断信号时,调制解调器做如下操作
AT\K0,1 调制解调器清除终端的缓冲器,并向本地DTE发送中断信号
AT\K2,3 调制解调器不清除缓冲器,但向本地DTE发送中断信号
AT\K4,5 调制解调器随接收的数据按顺序发送中断信号
AT\Ln MNP块传输控制 缺省:0
AT\L0 对于MNP链路连接使用流模式
AT\L1 对于MNP链路连接使用块模式
AT\Nn 操作模式控制 缺省:3
AT\N0 选择标准速度缓存模式(无纠错)
AT\N1 选择直接模式(等效于&M0,&Q0)
AT\N2 选择可靠模式,可靠连接失败会使调制解调器挂机
AT\N3 选择自动可靠模式
AT\N4 选择LAPM纠错模式,LAPM纠错连接失败会使调制解调器挂机
AT\N5 选择MNP纠错模式,MNP纠错连接失败会使调制解调器挂机
AT\Vn 单线连接信息 缺省：0
AT\V0 关闭单线连接信息。
AT\V1 打开单线连接信息。
AT％C* 压缩控制 缺省: 3
AT%C0 关闭数据压缩 AT%C1 打开MNP5数据压缩
AT%C2 打开V.42bis数据压缩
AT%C3 打开MNP5和V.42bis数据压缩
AT％En 开/关自动均衡 缺省：2
控制是使调制解调器自动监听线路质量并请求均衡(％E1)还是当线路质量不好时降速，线路质量好时升速。
AT%E0 关闭线路质量监听和自动均衡。
AT%E1 打开线路质量监听和自动均衡。
AT%E2 打开线路质量监听和速率自动调整上升或下降。
AT%E3 打开线路质量监听和采用快速挂机的自动均衡。
AT％L 报告接收灵敏度
返回接收信号的电平值,提供以下数值
001=-1dBm接收电平
002=-2dBm接收电平
: :
043=-43dBm接收电平
AT%On 选择应答或呼叫模式 缺省：1
AT%O0 选择应答式模
AT%O1 选择发起式模
AT%Rn 选择接收灵敏度 (适用於专线型号) 缺省：0
AT%R0 -43dBm
AT%R1 -33dBm
备选：适用於拔号线型号,JP2跳线：-33dBM 连接1-2 针；-43 连接2-3针
AT％Q 显示线路信号质量
返回眼图指标(EQM)值的高字节,该字节的表示范围为0到127,当这一数值为70DC±10(依赖于线路速率)或更大时,若已使用了AT％E1命令则调制解调器将自动均衡,标准连接时这一数在0到15之间。到60时则为较差连接。
AT#CIDn 呼叫者身份鉴定 缺省：0
AT#CID=0关闭呼叫者身份鉴定
AT#CID=1打开DTE格式化形式的呼叫者身份鉴定
AT#CID=2打开DTE非格式化形式的呼叫者身份鉴定
AT#CID? 从调制解调器中恢复当前呼叫者身份鉴定方式
AT#CID=? 返回调制解调器允许模式的列表,表中各部分间用逗号隔开AT-SDR=n 鉴别性振铃 缺省：0
AT-SDR=0 允许任何振铃、并报告”RING”
AT-SDR=1 允许一类型振铃
AT-SDR=2 允许二类型振铃
AT-SDR=3 允许一及二类型振铃
AT-SDR=4 允许三类型振铃
AT-SDR=5 允许一及三类型振铃
AT-SDR=6 允许二及三类型振铃
AT-SDR=7 允许一、二及三类型振铃
| 响2秒、停4秒 | |
| 响0.8秒、停0.4秒、响0.8秒、停4秒 | |
| 响0.4秒、停0.2秒、响0.4秒、停0.2秒、响0.8秒、停4秒 |
AT+MS* 选择线路调制方式
命令格式为（336型号）:
AT+MS=<模式>,<自动模式>,<最小速率>,<最大速率>
缺省值为 AT+MS=11,1,300,33600 （336型号）命令格式为（560型号）:
AT+MS=<模式>,<自动模式>,<最小速率>,<最大速率>,
<x_law>,<rb_signal>,<maxup_rate>
缺省值为 AT+MS=12,1,300,56000,33600 （560型号）AT+MS? 向包含所选选项的DTE发送一信息流
AT+MS=? 向包含所提供选项的DTE发送一信息流
| 调制方式选择 | ||
| V.21 | 300 | |
| V.22 | 1200 | |
| V.22bis | 2400或1200 | |
| V.23 | 1200 | |
| V.32 | 9600或4800 | |
| V.32bis | 14400,12000,9600,7200 或4800 | |
| V.34 | 33600,31200,28800,26400,24000,21600,19200, 16800,14400,12000, 9600,7200,4800或2400 |
|
| V.90 | 56000,54667,53333,52000,50667,49333,48000,46667,45333,42667, 41333,40000,38667,37333,36000,34667,33333,32000,30667,29333, 28000 (560型号适用) |
|
| K56flex | 56000,54000,52000,50000,48000,46000,44000,42000,40000,38000, 36000,34000,32000 (560型号适用) |
|
| Bell 103 | 300 | |
| Bell 212 | 1200 |
<x_law> 是一个可选的数字，用来确定码类型，选择是：
0 = u-Law 1 = A-Law注意：ATZ命令将复位<x_law>值为0 (u-Law)。
<rb_signaling> 是一个可选的数字，用于配置一个发送数据的调制解调器产生“丢失位”信号或不产生“丢 失位”信号；或配置一台接收数据的调制解调器检测“丢失位”信号或不检测“丢失位”信 号。选择是：
0 = 发送数据的调制解调器产生丢失位信号。接收数据的调制解调器检测丢失位信号。1= 发送数据的调制解调器不产生丢失位信号。接收数据的调制解调器不检测丢失位信号。
注意：ATZ命令将复位<rb_signaling>值为0。
Maxup_rate : 连接速率的最大值。
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[转]嵌入式系统 Boot Loader 技术内幕
Posted by gavinkwoe
级别： 初级
詹荣开 (zhanrk@sohu.com), Linux爱好者
2003 年 12 月 01 日
本文详细地介绍了基于嵌入式系统中的 OS 启动加载程序 ―― Boot Loader 的概念、软件设计的主要任务以及结构框架等内容。
在专用的嵌入式板子运行 GNU/Linux 系统已经变得越来越流行。一个嵌入式 Linux 系统从软件的角度看通常可以分为四个层次：
1. 引导加载程序。包括固化在固件(firmware)中的 boot 代码(可选)，和 Boot Loader 两大部分。
2. Linux 内核。特定于嵌入式板子的定制内核以及内核的启动参数。
3. 文件系统。包括根文件系统和建立于 Flash 内存设备之上文件系统。通常用 ram disk 来作为 root fs。
4. 用户应用程序。特定于用户的应用程序。有时在用户应用程序和内核层之间可能还会包括一个嵌入式图形用户界面。常用的嵌入式 GUI 有：MicroWindows 和 MiniGUI 懂。
引导加载程序是系统加电后运行的第一段软件代码。回忆一下 PC 的体系结构我们可以知道，PC 机中的引导加载程序由 BIOS(其本质就是一段固件程序)和位于硬盘 MBR 中的 OS Boot Loader（比如，LILO 和 GRUB 等）一起组成。BIOS 在完成硬件检测和资源分配后，将硬盘 MBR 中的 Boot Loader 读到系统的 RAM 中，然后将控制权交给 OS Boot Loader。Boot Loader 的主要运行任务就是将内核映象从硬盘上读到 RAM 中，然后跳转到内核的入口点去运行，也即开始启动操作系统。
而在嵌入式系统中，通常并没有像 BIOS 那样的固件程序（注，有的嵌入式 CPU 也会内嵌一段短小的启动程序），因此整个系统的加载启动任务就完全由 Boot Loader 来完成。比如在一个基于 ARM7TDMI core 的嵌入式系统中，系统在上电或复位时通常都从地址 0×00000000 处开始执行，而在这个地址处安排的通常就是系统的 Boot Loader 程序。
本文将从 Boot Loader 的概念、Boot Loader 的主要任务、Boot Loader 的框架结构以及 Boot Loader 的安装等四个方面来讨论嵌入式系统的 Boot Loader。
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简单地说，Boot Loader 就是在操作系统内核运行之前运行的一段小程序。通过这段小程序，我们可以初始化硬件设备、建立内存空间的映射图，从而将系统的软硬件环境带到一个合适的状态，以便为最终调用操作系统内核准备好正确的环境。
通常，Boot Loader 是严重地依赖于硬件而实现的，特别是在嵌入式世界。因此，在嵌入式世界里建立一个通用的 Boot Loader 几乎是不可能的。尽管如此，我们仍然可以对 Boot Loader 归纳出一些通用的概念来，以指导用户特定的 Boot Loader 设计与实现。
每种不同的 CPU 体系结构都有不同的 Boot Loader。有些 Boot Loader 也支持多种体系结构的 CPU，比如 U-Boot 就同时支持 ARM 体系结构和MIPS 体系结构。除了依赖于 CPU 的体系结构外，Boot Loader 实际上也依赖于具体的嵌入式板级设备的配置。这也就是说，对于两块不同的嵌入式板而言，即使它们是基于同一种 CPU 而构建的，要想让运行在一块板子上的 Boot Loader 程序也能运行在另一块板子上，通常也都需要修改 Boot Loader 的源程序。
2. Boot Loader 的安装媒介（Installation Medium）
系统加电或复位后，所有的 CPU 通常都从某个由 CPU 制造商预先安排的地址上取指令。比如，基于 ARM7TDMI core 的 CPU 在复位时通常都从地址 0×00000000 取它的第一条指令。而基于 CPU 构建的嵌入式系统通常都有某种类型的固态存储设备(比如：ROM、EEPROM 或 FLASH 等)被映射到这个预先安排的地址上。因此在系统加电后，CPU 将首先执行 Boot Loader 程序。
下图1就是一个同时装有 Boot Loader、内核的启动参数、内核映像和根文件系统映像的固态存储设备的典型空间分配结构图。
图1 固态存储设备的典型空间分配结构
3. 用来控制 Boot Loader 的设备或机制
主机和目标机之间一般通过串口建立连接，Boot Loader 软件在执行时通常会通过串口来进行 I/O，比如：输出打印信息到串口，从串口读取用户控制字符等。
4. Boot Loader 的启动过程是单阶段（Single Stage）还是多阶段（Multi-Stage）
通常多阶段的 Boot Loader 能提供更为复杂的功能，以及更好的可移植性。从固态存储设备上启动的 Boot Loader 大多都是 2 阶段的启动过程，也即启动过程可以分为 stage 1 和 stage 2 两部分。而至于在 stage 1 和 stage 2 具体完成哪些任务将在下面讨论。
5. Boot Loader 的操作模式 (Operation Mode)
大多数 Boot Loader 都包含两种不同的操作模式：”启动加载”模式和”下载”模式，这种区别仅对于开发人员才有意义。但从最终用户的角度看，Boot Loader 的作用就是用来加载操作系统，而并不存在所谓的启动加载模式与下载工作模式的区别。
启动加载（Boot loading）模式：这种模式也称为”自主”（Autonomous）模式。也即 Boot Loader 从目标机上的某个固态存储设备上将操作系统加载到 RAM 中运行，整个过程并没有用户的介入。这种模式是 Boot Loader 的正常工作模式，因此在嵌入式产品发布的时侯，Boot Loader 显然必须工作在这种模式下。
下载（Downloading）模式：在这种模式下，目标机上的 Boot Loader 将通过串口连接或网络连接等通信手段从主机（Host）下载文件，比如：下载内核映像和根文件系统映像等。从主机下载的文件通常首先被 Boot Loader 保存到目标机的 RAM 中，然后再被 Boot Loader 写到目标机上的FLASH 类固态存储设备中。Boot Loader 的这种模式通常在第一次安装内核与根文件系统时被使用；此外，以后的系统更新也会使用 Boot Loader 的这种工作模式。工作于这种模式下的 Boot Loader 通常都会向它的终端用户提供一个简单的命令行接口。
像 Blob 或 U-Boot 等这样功能强大的 Boot Loader 通常同时支持这两种工作模式，而且允许用户在这两种工作模式之间进行切换。比如，Blob 在启动时处于正常的启动加载模式，但是它会延时 10 秒等待终端用户按下任意键而将 blob 切换到下载模式。如果在 10 秒内没有用户按键，则 blob 继续启动 Linux 内核。
6. BootLoader 与主机之间进行文件传输所用的通信设备及协议
最常见的情况就是，目标机上的 Boot Loader 通过串口与主机之间进行文件传输，传输协议通常是 xmodem／ymodem／zmodem 协议中的一种。但是，串口传输的速度是有限的，因此通过以太网连接并借助 TFTP 协议来下载文件是个更好的选择。
此外，在论及这个话题时，主机方所用的软件也要考虑。比如，在通过以太网连接和 TFTP 协议来下载文件时，主机方必须有一个软件用来的提供 TFTP 服务。
在讨论了 BootLoader 的上述概念后，下面我们来具体看看 BootLoader 的应该完成哪些任务。
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在继续本节的讨论之前，首先我们做一个假定，那就是：假定内核映像与根文件系统映像都被加载到 RAM 中运行。之所以提出这样一个假设前提是因为，在嵌入式系统中内核映像与根文件系统映像也可以直接在 ROM 或 Flash 这样的固态存储设备中直接运行。但这种做法无疑是以运行速度的牺牲为代价的。
从操作系统的角度看，Boot Loader 的总目标就是正确地调用内核来执行。
另外，由于 Boot Loader 的实现依赖于 CPU 的体系结构，因此大多数 Boot Loader 都分为 stage1 和 stage2 两大部分。依赖于 CPU 体系结构的代码，比如设备初始化代码等，通常都放在 stage1 中，而且通常都用汇编语言来实现，以达到短小精悍的目的。而 stage2 则通常用C语言来实现，这样可以实现给复杂的功能，而且代码会具有更好的可读性和可移植性。
Boot Loader 的 stage1 通常包括以下步骤(以执行的先后顺序)：
- 硬件设备初始化。
- 为加载 Boot Loader 的 stage2 准备 RAM 空间。
- 拷贝 Boot Loader 的 stage2 到 RAM 空间中。
- 设置好堆栈。
- 跳转到 stage2 的 C 入口点。
Boot Loader 的 stage2 通常包括以下步骤(以执行的先后顺序)：
- 初始化本阶段要使用到的硬件设备。
- 检测系统内存映射(memory map)。
- 将 kernel 映像和根文件系统映像从 flash 上读到 RAM 空间中。
- 为内核设置启动参数。
- 调用内核。
3.1.1 基本的硬件初始化
这是 Boot Loader 一开始就执行的操作，其目的是为 stage2 的执行以及随后的 kernel 的执行准备好一些基本的硬件环境。它通常包括以下步骤（以执行的先后顺序）：
1． 屏蔽所有的中断。为中断提供服务通常是 OS 设备驱动程序的责任，因此在 Boot Loader 的执行全过程中可以不必响应任何中断。中断屏蔽可以通过写 CPU 的中断屏蔽寄存器或状态寄存器（比如 ARM 的 CPSR 寄存器）来完成。
2． 设置 CPU 的速度和时钟频率。
3． RAM 初始化。包括正确地设置系统的内存控制器的功能寄存器以及各内存库控制寄存器等。
4． 初始化 LED。典型地，通过 GPIO 来驱动 LED，其目的是表明系统的状态是 OK 还是 Error。如果板子上没有 LED，那么也可以通过初始化 UART 向串口打印 Boot Loader 的 Logo 字符信息来完成这一点。
5． 关闭 CPU 内部指令／数据 cache。
3.1.2 为加载 stage2 准备 RAM 空间
为了获得更快的执行速度，通常把 stage2 加载到 RAM 空间中来执行，因此必须为加载 Boot Loader 的 stage2 准备好一段可用的 RAM 空间范围。
由于 stage2 通常是 C 语言执行代码，因此在考虑空间大小时，除了 stage2 可执行映象的大小外，还必须把堆栈空间也考虑进来。此外，空间大小最好是 memory page 大小(通常是 4KB)的倍数。一般而言，1M 的 RAM 空间已经足够了。具体的地址范围可以任意安排，比如 blob 就将它的 stage2 可执行映像安排到从系统 RAM 起始地址 0xc0200000 开始的 1M 空间内执行。但是，将 stage2 安排到整个 RAM 空间的最顶 1MB(也即(RamEnd-1MB) - RamEnd)是一种值得推荐的方法。
为了后面的叙述方便，这里把所安排的 RAM 空间范围的大小记为：stage2_size(字节)，把起始地址和终止地址分别记为：stage2_start 和 stage2_end(这两个地址均以 4 字节边界对齐)。因此：
stage2_end＝stage2_start＋stage2_size |
另外，还必须确保所安排的地址范围的的确确是可读写的 RAM 空间，因此，必须对你所安排的地址范围进行测试。具体的测试方法可以采用类似于 blob 的方法，也即：以 memory page 为被测试单位，测试每个 memory page 开始的两个字是否是可读写的。为了后面叙述的方便，我们记这个检测算法为：test_mempage，其具体步骤如下：
1． 先保存 memory page 一开始两个字的内容。
2． 向这两个字中写入任意的数字。比如：向第一个字写入 0×55，第 2 个字写入 0xaa。
3． 然后，立即将这两个字的内容读回。显然，我们读到的内容应该分别是 0×55 和 0xaa。如果不是，则说明这个 memory page 所占据的地址范围不是一段有效的 RAM 空间。
4． 再向这两个字中写入任意的数字。比如：向第一个字写入 0xaa，第 2 个字中写入 0×55。
5． 然后，立即将这两个字的内容立即读回。显然，我们读到的内容应该分别是 0xaa 和 0×55。如果不是，则说明这个 memory page 所占据的地址范围不是一段有效的 RAM 空间。
6． 恢复这两个字的原始内容。测试完毕。
为了得到一段干净的 RAM 空间范围，我们也可以将所安排的 RAM 空间范围进行清零操作。
3.1.3 拷贝 stage2 到 RAM 中
拷贝时要确定两点：(1) stage2 的可执行映象在固态存储设备的存放起始地址和终止地址；(2) RAM 空间的起始地址。
3.1.4 设置堆栈指针 sp
堆栈指针的设置是为了执行 C 语言代码作好准备。通常我们可以把 sp 的值设置为(stage2_end-4)，也即在 3.1.2 节所安排的那个 1MB 的 RAM 空间的最顶端(堆栈向下生长)。
此外，在设置堆栈指针 sp 之前，也可以关闭 led 灯，以提示用户我们准备跳转到 stage2。
经过上述这些执行步骤后，系统的物理内存布局应该如下图2所示。
3.1.5 跳转到 stage2 的 C 入口点
在上述一切都就绪后，就可以跳转到 Boot Loader 的 stage2 去执行了。比如，在 ARM 系统中，这可以通过修改 PC 寄存器为合适的地址来实现。
图2 bootloader 的 stage2 可执行映象刚被拷贝到 RAM 空间时的系统内存布局
3.2 Boot Loader 的 stage2
正如前面所说，stage2 的代码通常用 C 语言来实现，以便于实现更复杂的功能和取得更好的代码可读性和可移植性。但是与普通 C 语言应用程序不同的是，在编译和链接 boot loader 这样的程序时，我们不能使用 glibc 库中的任何支持函数。其原因是显而易见的。这就给我们带来一个问题，那就是从那里跳转进 main() 函数呢？直接把 main() 函数的起始地址作为整个 stage2 执行映像的入口点或许是最直接的想法。但是这样做有两个缺点：1)无法通过main() 函数传递函数参数；2)无法处理 main() 函数返回的情况。一种更为巧妙的方法是利用 trampoline(弹簧床)的概念。也即，用汇编语言写一段trampoline 小程序，并将这段 trampoline 小程序来作为 stage2 可执行映象的执行入口点。然后我们可以在 trampoline 汇编小程序中用 CPU 跳转指令跳入 main() 函数中去执行；而当 main() 函数返回时，CPU 执行路径显然再次回到我们的 trampoline 程序。简而言之，这种方法的思想就是：用这段 trampoline 小程序来作为 main() 函数的外部包裹(external wrapper)。
下面给出一个简单的 trampoline 程序示例(来自blob)：
.text .globl _trampoline _trampoline: bl main /* if main ever returns we just call it again */ b _trampoline |
可以看出，当 main() 函数返回后，我们又用一条跳转指令重新执行 trampoline 程序――当然也就重新执行 main() 函数，这也就是 trampoline(弹簧床)一词的意思所在。
3.2.1初始化本阶段要使用到的硬件设备
这通常包括：（1）初始化至少一个串口，以便和终端用户进行 I/O 输出信息；（2）初始化计时器等。
在初始化这些设备之前，也可以重新把 LED 灯点亮，以表明我们已经进入 main() 函数执行。
设备初始化完成后，可以输出一些打印信息，程序名字字符串、版本号等。
3.2.2 检测系统的内存映射（memory map）
所谓内存映射就是指在整个 4GB 物理地址空间中有哪些地址范围被分配用来寻址系统的 RAM 单元。比如，在 SA-1100 CPU 中，从 0xC000,0000 开始的 512M 地址空间被用作系统的 RAM 地址空间，而在 Samsung S3C44B0X CPU 中，从 0×0c00,0000 到 0×1000,0000 之间的 64M 地址空间被用作系统的 RAM 地址空间。虽然 CPU 通常预留出一大段足够的地址空间给系统 RAM，但是在搭建具体的嵌入式系统时却不一定会实现 CPU 预留的全部 RAM 地址空间。也就是说，具体的嵌入式系统往往只把 CPU 预留的全部 RAM 地址空间中的一部分映射到 RAM 单元上，而让剩下的那部分预留 RAM 地址空间处于未使用状态。 由于上述这个事实，因此 Boot Loader 的 stage2 必须在它想干点什么 (比如，将存储在 flash 上的内核映像读到 RAM 空间中) 之前检测整个系统的内存映射情况，也即它必须知道 CPU 预留的全部 RAM 地址空间中的哪些被真正映射到 RAM 地址单元，哪些是处于 “unused” 状态的。
(1) 内存映射的描述
可以用如下数据结构来描述 RAM 地址空间中的一段连续(continuous)的地址范围：
typedef struct memory_area_struct { u32 start; /* the base address of the memory region */ u32 size; /* the byte number of the memory region */ int used; } memory_area_t;
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这段 RAM 地址空间中的连续地址范围可以处于两种状态之一：(1)used=1，则说明这段连续的地址范围已被实现，也即真正地被映射到 RAM 单元上。(2)used=0，则说明这段连续的地址范围并未被系统所实现，而是处于未使用状态。
基于上述 memory_area_t 数据结构，整个 CPU 预留的 RAM 地址空间可以用一个 memory_area_t 类型的数组来表示，如下所示：
memory_area_t memory_map[NUM_MEM_AREAS] = { [0 ... (NUM_MEM_AREAS - 1)] = { .start = 0, .size = 0, .used = 0 }, };
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(2) 内存映射的检测
下面我们给出一个可用来检测整个 RAM 地址空间内存映射情况的简单而有效的算法：
/* 数组初始化 */ for(i = 0; i < NUM_MEM_AREAS; i++) memory_map[i].used = 0; /* first write a 0 to all memory locations */ for(addr = MEM_START; addr < MEM_END; addr += PAGE_SIZE) * (u32 *)addr = 0; for(i = 0, addr = MEM_START; addr < MEM_END; addr += PAGE_SIZE) { /* * 检测从基地址 MEM_START+i*PAGE_SIZE 开始,大小为 * PAGE_SIZE 的地址空间是否是有效的RAM地址空间。 */ 调用3.1.2节中的算法test_mempage()； if ( current memory page isnot a valid ram page) { /* no RAM here */ if(memory_map[i].used ) i++; continue; } /* * 当前页已经是一个被映射到 RAM 的有效地址范围 * 但是还要看看当前页是否只是 4GB 地址空间中某个地址页的别名？ */ if(* (u32 *)addr != 0) { /* alias? */ /* 这个内存页是 4GB 地址空间中某个地址页的别名 */ if ( memory_map[i].used ) i++; continue; } /* * 当前页已经是一个被映射到 RAM 的有效地址范围 * 而且它也不是 4GB 地址空间中某个地址页的别名。 */ if (memory_map[i].used == 0) { memory_map[i].start = addr; memory_map[i].size = PAGE_SIZE; memory_map[i].used = 1; } else { memory_map[i].size += PAGE_SIZE; } } /* end of for (…) */
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在用上述算法检测完系统的内存映射情况后，Boot Loader 也可以将内存映射的详细信息打印到串口。
3.2.3 加载内核映像和根文件系统映像
(1) 规划内存占用的布局
这里包括两个方面：(1)内核映像所占用的内存范围；（2）根文件系统所占用的内存范围。在规划内存占用的布局时，主要考虑基地址和映像的大小两个方面。
对于内核映像，一般将其拷贝到从(MEM_START＋0×8000) 这个基地址开始的大约1MB大小的内存范围内(嵌入式 Linux 的内核一般都不操过 1MB)。为什么要把从 MEM_START 到 MEM_START＋0×8000 这段 32KB 大小的内存空出来呢？这是因为 Linux 内核要在这段内存中放置一些全局数据结构，如：启动参数和内核页表等信息。
而对于根文件系统映像，则一般将其拷贝到 MEM_START+0×0010,0000 开始的地方。如果用 Ramdisk 作为根文件系统映像，则其解压后的大小一般是1MB。
（2）从 Flash 上拷贝
由于像 ARM 这样的嵌入式 CPU 通常都是在统一的内存地址空间中寻址 Flash 等固态存储设备的，因此从 Flash 上读取数据与从 RAM 单元中读取数据并没有什么不同。用一个简单的循环就可以完成从 Flash 设备上拷贝映像的工作：
while(count) { *dest++ = *src++; /* they are all aligned with word boundary */ count -= 4; /* byte number */ };
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3.2.4 设置内核的启动参数
应该说，在将内核映像和根文件系统映像拷贝到 RAM 空间中后，就可以准备启动 Linux 内核了。但是在调用内核之前，应该作一步准备工作，即：设置 Linux 内核的启动参数。
Linux 2.4.x 以后的内核都期望以标记列表(tagged list)的形式来传递启动参数。启动参数标记列表以标记 ATAG_CORE 开始，以标记 ATAG_NONE 结束。每个标记由标识被传递参数的 tag_header 结构以及随后的参数值数据结构来组成。数据结构 tag 和 tag_header 定义在 Linux 内核源码的include/asm/setup.h 头文件中：
/* The list ends with an ATAG_NONE node. */ #define ATAG_NONE 0x00000000 struct tag_header { u32 size; /* 注意，这里size是字数为单位的 */ u32 tag; }; …… struct tag { struct tag_header hdr; union { struct tag_core core; struct tag_mem32 mem; struct tag_videotext videotext; struct tag_ramdisk ramdisk; struct tag_initrd initrd; struct tag_serialnr serialnr; struct tag_revision revision; struct tag_videolfb videolfb; struct tag_cmdline cmdline; /* * Acorn specific */ struct tag_acorn acorn; /* * DC21285 specific */ struct tag_memclk memclk; } u; };
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在嵌入式 Linux 系统中，通常需要由 Boot Loader 设置的常见启动参数有：ATAG_CORE、ATAG_MEM、ATAG_CMDLINE、ATAG_RAMDISK、ATAG_INITRD等。
比如，设置 ATAG_CORE 的代码如下：
params = (struct tag *)BOOT_PARAMS; params->hdr.tag = ATAG_CORE; params->hdr.size = tag_size(tag_core); params->u.core.flags = 0; params->u.core.pagesize = 0; params->u.core.rootdev = 0; params = tag_next(params); |
其中，BOOT_PARAMS 表示内核启动参数在内存中的起始基地址，指针 params 是一个 struct tag 类型的指针。宏 tag_next() 将以指向当前标记的指针为参数，计算紧临当前标记的下一个标记的起始地址。注意，内核的根文件系统所在的设备ID就是在这里设置的。
下面是设置内存映射情况的示例代码：
for(i = 0; i < NUM_MEM_AREAS; i++) { if(memory_map[i].used) { params->hdr.tag = ATAG_MEM; params->hdr.size = tag_size(tag_mem32); params->u.mem.start = memory_map[i].start; params->u.mem.size = memory_map[i].size; params = tag_next(params); } }
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可以看出，在 memory_map［］数组中，每一个有效的内存段都对应一个 ATAG_MEM 参数标记。
Linux 内核