加快Flex应用启动速度的5种方式
Posted by dengwei
Jun Heider在O’Reilly的InsideRIA站点上发表了一篇精彩的文章，该文章就如何加快Flex应用的启动速度提出了很多建议，以帮助用户减少看见讨厌的“Loading”对话框的出现时间。他深入探讨了问题的不同方面，并对每种技术的优势和劣势进行了评判。
从外部加载媒体（Media）
Heider提到了一个常用的Flex最佳实践——限制嵌入到应用/SWF文件中的媒体的数量，如图像、影片及mp3等资源都可以从外部的SWF文件加载。 Flex框架可以直接将图片、mp3及字体等资源编译到SWF中。当你想让最终用户获得全部资源时，这种方式确实能派上用场，但是这会导致你的应用长时间停留在“Loading”阶段。中国最大的RIA分享社区-与中国闪客一起成长和发展！
在嵌入式字体中限制字符集
Heider建议在嵌入式字体中限制字符集以降低SWF文件的总下载时间： 当你在Flex中嵌入一种字体时，你就会获得该字体的全部字符的支持。尽管这可能是你想要的，但你确信你需要全部字符么？例如，在一个只面向英文的应用中，你确信你真的想花时间下载中文字符数据么？
缓存框架
Heider回顾了Flex 3 support for runtime-shared-libraries （RSL）这篇文章：从Flex 3开始，你可以将Adobe签名的框架——RSLs缓存到Flash Player的cache中。这有两个好处。首先，缓存在Flash Player cache中的签名的框架RSLs可由所有配置好的Flex应用共享。换句话说，如果某人的应用已经下载了500k的签名的框架RSL，并且该RSL仍旧 在Flash Player cache中，那么你的应用就可以使用缓存下来的RSL。其次，即使某人清空了其浏览器缓存，对Flash Player cache也没有任何影响。
考虑模块化
Heider谈到了将Flex应用划分成模块的好处：减少字体加载时间的另一种方式就是将你的Flex应用划分成模块。使用模块的一个好处在于当加载和卸载模块时你能完全操控它。
之所以要划分成模块的最后一个原因是他们更快，而且我能即时加载它们。换句话说，在启动时唯一需要加载的模块就是 Step1.swf模块。因此，在使用模块的情况下，最终用户节省了启动时间，但是当他从一个模块切换到另一个模块时却需要花更多时间，因为每个模块都需 要以JIT形式加载。在我的应用中，只有当用户首次在steps 1-5之间切换时需要花更多时间。
推迟实例化
Heider围绕着Flex组件的“creationPolicy”属性及何时实例化应用的不同部分给出了很多建议。如果你想减少从数据下载到用户真正可以使用的总时间，当务之急就是推迟实例化。这项技术背后的理念就是直到应用真正使用的时候才在内存中创建对象。尽管推迟实例化技术会在应用的整个使用过程中导致少许——通常不那么明显——的延迟，但与长时间的启动延迟相比，它还是可接受的。推迟实例化的另一个好处在于内存使用的优化。 Heider还谈到了一个“实验性”的条款——“使用流”，这是他在讨论Dirk Eismann的帖子（Building monolithic Flex SWFs that still startup quickly.”）时谈及的。Eismann提出一项技术以利用Flash Player中的多个frames以在部分应用中达到流的目的。查看所有的帖子以更多地了解该技术及关于加快Flex启动速度的建议。中国最大的RIA分享社区-与中国闪客一起成长和发展！)
原文出处：http://www.infoq.com/cn/news/2008/05/flex-startup-time
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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squid日志TCP命中率字段祥解
Posted by dengwei
squid的日志很重要。常常要了解的，其中最重要的就是命中率啦，不然反向代理做的用就不大。
#cat access.log|gawk ‘{print $4}’|sort|uniq -c|sort -nr
9568 TCP_IMS_HIT/304
6313 TCP_HIT/200
2133 TCP_MISS/200
1568 TCP_MISS/206
587 TCP_MEM_HIT/200
531 TCP_MISS/304
207 TCP_REFRESH_HIT/200
152 TCP_REFRESH_HIT/304
86 TCP_NEGATIVE_HIT/404
69 TCP_MISS/404
9 TCP_MISS/000
4 TCP_MISS/503
1 TCP_REFRESH_MISS/000
1 TCP_DENIED/400
可以使用上面的方法，大约的分析一下命令中比。什么意思就看下面的详解.
#cat /var/log/squid/access.log |grep TCP_MEM_HIT
如果看到很多的TCP_MEM_HIT ，这表明该文件是从内存缓存读取的，squid已经起作用了！你再用浏览器打开该文件，应该是快如闪电了。。呵呵，大功告成了！还有其他类型的HIT，如TCP_HIT等等，这些是从磁盘读取的，我� ��得加速的意义不大，只不过缓解了apache的压力而已。
相应于HTTP请求，下列标签可能出现在access.log文件的第四个域。
TCP_HIT
Squid发现请求资源的貌似新鲜的拷贝，并将其立即发送到客户端。
TCP_MISS
Squid没有请求资源的cache拷贝。
TCP_REFERSH_HIT
Squid发现请求资源的貌似陈旧的拷贝，并发送确认请求到原始服务器。原始服务器返回304（未修改）响应，指示squid的拷贝仍旧是新鲜的。
TCP_REF_FAIL_HIT
Squid发现请求资源的貌似陈旧的拷贝，并发送确认请求到原始服务器。然而，原始服务器响应失败，或者返回的响应Squid不能理解。在此情形下，squid发送现有cache拷贝（很可能是陈旧的）到� �户端。
TCP_REFRESH_MISS
Squid发现请求资源的貌似陈旧的拷贝，并发送确认请求到原始服务器。原始服务器响应新的内容，指示这个cache拷贝确实是陈旧的。
TCP_CLIENT_REFRESH_MISS
Squid发现了请求资源的拷贝，但客户端的请求包含了Cache-Control: no-cache指令。Squid转发客户端的请求到原始服务器，强迫cache确认。
TCP_IMS_HIT
客户端发送确认请求，Squid发现更近来的、貌似新鲜的请求资源的拷贝。Squid发送更新的内容到客户端，而不联系原始服务器。
TCP_SWAPFAIL_MISS
Squid发现请求资源的有效拷贝，但从磁盘装载它失败。这时squid发送请求到原始服务器，就如同这是个cache丢失一样。
TCP_NEGATIVE_HIT
在对原始服务器的请求导致HTTP错误时，Squid也会cache这个响应。在短时间内对这些资源的重复请求，导致了否命中。 negative_ttl指令控制这些错误被cache的时间数量。请注意这些错误只在内存cache，不会写往磁盘。下列HTTP状态码可能导致否定 cache（也遵循于其他约束）： 204, 305, 400, 403, 404, 405, 414, 500, 501, 502, 503, 504。
TCP_MEM_HIT
Squid在内存cache里发现请求资源的有效拷贝，并将其立即发送到客户端。注意这点并非精确的呈现了所有从内存服务的响应。例如，某些cache在内存里，但要求确认的响应，会以TCP_REFRESH_HIT, TCP_REFRESH_MISS等形式记录。
TCP_DENIED
因为http_access或http_reply_access规则，客户端的请求被拒绝了。注意被http_access拒绝的请求在第9域的值是NONE/-，然而被http_reply_access拒绝的请求，在相应地方有一个有效值。
TCP_OFFLINE_HIT
当offline_mode激活时，Squid对任何cache响应返回cache命中，而不用考虑它的新鲜程度。
TCP_REDIRECT
重定向程序告诉Squid产生一个HTTP重定向到新的URI（见11.1节）。正常的，Squid不会记录这些重定向。假如要这样做，必须在编译squid前，手工定义LOG_TCP_REDIRECTS预处理指令。
NONE
无分类的结果用于特定错误，例如无效主机名。
相应于ICP查询，下列标签可能出现在access.log文件的第四域。
UDP_HIT
Squid在cache里发现请求资源的貌似新鲜的拷贝。
UDP_MISS
Squid没有在cache里发现请求资源的貌似新鲜的拷贝。假如同一目标通过HTTP请求，就可能是个cache丢失。请对比UDP_MISS_NOFETCH。
UDP_MISS_NOFETCH
跟UDP_MISS类似，不同的是这里也指示了Squid不愿去处理相应的HTTP请求。假如使用了-Y命令行选项，Squid在启动并编译其内存索引时，会返回这个标签而不是UDP_MISS。
UDP_DENIED
因为icp_access规则，ICP查询被拒绝。假如超过95% 的到某客户端的ICP响应是UDP_DENIED，并且客户端数据库激活了（见附录A），Squid在1小时内，停止发送任何ICP响应到该客户端。若这点发生，你也可在cache.log里见到一个警告。
UDP_INVALID
Squid接受到无效查询（例如截断的消息、无效协议版本、URI里的空格等）。Squid发送UDP_INVALID响应到客户端。
[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]内存种类知多少
Posted by gavinkwoe
终于知道为什么SDRAM都被CPU当做Internal RAM来用。
凡是对电脑有所了解的朋友都知道内存这玩意，可是，可能有不少朋友对内存的认识仅仅局限在SDRAM和DDR SDRAM这两种类型，事实上，内存的种类是非常多的，从能否写入的角度来分，就可以分为RAM(随机存取存储器)和ROM(只读存储器)这两大类。每一类别里面有分别有许多种类的内存。以下就让我们看看内存到底有些什么种类吧！
一、RAM(Random Access Memory，随机存取存储器)
RAM的特点是：电脑开机时，操作系统和应用程序的所有正在运行的数据和程序都会放置其中，并且随时可以对存放在里面的数据进行修改和存取。它的工作需要由持续的电力提供，一旦系统断电，存放在里面的所有数据和程序都会自动清空掉，并且再也无法恢复。
根据组成元件的不同，RAM内存又分为以下十八种：
01.DRAM（Dynamic RAM，动态随机存取存储器）：
这是最普通的RAM，一个电子管与一个电容器组成一个位存储单元，DRAM将每个内存位作为一个电荷保存在位存储单元中，用电容的充放电来做储存动作，但因电容本身有漏电问题，因此必须每几微秒就要刷新一次，否则数据会丢失。存取时间和放电时间一致，约为2~4ms。因为成本比较便宜，通常都用作计算机内的主存储器。
02.SRAM（Static RAM，静态随机存取存储器）
静态，指的是内存里面的数据可以长驻其中而不需要随时进行存取。每6颗电子管组成一个位存储单元，因为没有电容器，因此无须不断充电即可正常运作，因此它可以比一般的动态随机处理内存处理速度更快更稳定，往往用来做高速缓存。
03.VRAM（Video RAM，视频内存）
它的主要功能是将显卡的视频数据输出到数模转换器中，有效降低绘图显示芯片的工作负担。它采用双数据口设计，其中一个数据口是并行式的数据输出入口，另一个是串行式的数据输出口。多用于高级显卡中的高档内存。
04.FPM DRAM（Fast Page Mode DRAM，快速页切换模式动态随机存取存储器）
改良版的DRAM，大多数为72Pin或30Pin的模块。传统的DRAM在存取一个BIT的数据时，必须送出行地址和列地址各一次才能读写数据。而FRM DRAM在触发了行地址后，如果CPU需要的地址在同一行内，则可以连续输出列地址而不必再输出行地址了。由于一般的程序和数据在内存中排列的地址是连续的，这种情况下输出行地址后连续输出列地址就可以得到所需要的数据。FPM将记忆体内部隔成许多页数Pages，从512B到数KB不等，在读取一连续区域内的数据时，就可以通过快速页切换模式来直接读取各page内的资料，从而大大提高读取速度。在96年以前，在486时代和PENTIUM时代的初期，FPM DRAM被大量使用。
05.EDO DRAM（Extended Data Out DRAM，延伸数据输出动态随机存取存储器）
这是继FPM之后出现的一种存储器，一般为72Pin、168Pin的模块。它不需要像FPM DRAM那样在存取每一BIT 数据时必须输出行地址和列地址并使其稳定一段时间，然后才能读写有效的数据，而下一个BIT的地址必须等待这次读写操作完成才能输出。因此它可以大大缩短等待输出地址的时间，其存取速度一般比FPM模式快15%左右。它一般应用于中档以下的Pentium主板标准内存，后期的486系统开始支持EDO DRAM，到96年后期，EDO DRAM开始执行。。
06.BEDO DRAM（Burst Extended Data Out DRAM，爆发式延伸数据输出动态随机存取存储器）
这是改良型的EDO DRAM，是由美光公司提出的，它在芯片上增加了一个地址计数器来追踪下一个地址。它是突发式的读取方式，也就是当一个数据地址被送出后，剩下的三个数据每一个都只需要一个周期就能读取，因此一次可以存取多组数据，速度比EDO DRAM快。但支持BEDO DRAM内存的主板可谓少之又少，只有极少几款提供支持（如VIA APOLLO VP2），因此很快就被DRAM取代了。
07.MDRAM（Multi-Bank DRAM，多插槽动态随机存取存储器）
MoSys公司提出的一种内存规格，其内部分成数个类别不同的小储存库 (BANK)，也即由数个属立的小单位矩阵所构成，每个储存库之间以高于外部的资料速度相互连接，一般应用于高速显示卡或加速卡中，也有少数主机板用于L2高速缓存中。
08.WRAM（Window RAM，窗口随机存取存储器）
韩国Samsung公司开发的内存模式，是VRAM内存的改良版，不同之处是它的控制线路有一、二十组的输入/输出控制器，并采用EDO的资料存取模式,因此速度相对较快，另外还提供了区块搬移功能（BitBlt），可应用于专业绘图工作上。
09.RDRAM（Rambus DRAM，高频动态随机存取存储器）
Rambus公司独立设计完成的一种内存模式，速度一般可以达到500~530MB/s，是DRAM的10倍以上。但使用该内存后内存控制器需要作相当大的改变，因此它们一般应用于专业的图形加速适配卡或者电视游戏机的视频内存中。
10.SDRAM（Synchronous DRAM，同步动态随机存取存储器）
这是一种与CPU实现外频Clock同步的内存模式，一般都采用168Pin的内存模组，工作电压为3.3V。 所谓clock同步是指内存能够与CPU同步存取资料，这样可以取消等待周期，减少数据传输的延迟，因此可提升计算机的性能和效率。
11.SGRAM（Synchronous Graphics RAM，同步绘图随机存取存储器）
SDRAM的改良版，它以区块Block，即每32bit为基本存取单位，个别地取回或修改存取的资料，减少内存整体读写的次数，另外还针对绘图需要而增加了绘图控制器，并提供区块搬移功能（BitBlt），效率明显高于SDRAM。
12.SB SRAM（Synchronous Burst SRAM，同步爆发式静态随机存取存储器）
一般的SRAM是非同步的，为了适应CPU越来越快的速度，需要使它的工作时脉变得与系统同步，这就是SB SRAM产生的原因。
13.PB SRAM（Pipeline Burst SRAM，管线爆发式静态随机存取存储器）
CPU外频速度的迅猛提升对与其相搭配的内存提出了更高的要求，管线爆发式SRAM取代同步爆发式SRAM成为必然的选择，因为它可以有效地延长存取时脉，从而有效提高访问速度。
14.DDR SDRAM（Double Data Rate二倍速率同步动态随机存取存储器）
作为SDRAM的换代产品，它具有两大特点：其一，速度比SDRAM有一倍的提高；其二，采用了DLL（Delay Locked Loop：延时锁定回路）提供一个数据滤波信号。这是目前内存市场上的主流模式。
15.SLDRAM （Synchronize Link，同步链环动态随机存取存储器）
这是一种扩展型SDRAM结构内存，在增加了更先进同步电路的同时，还改进了逻辑控制电路，不过由于技术显示，投入实用的难度不小。
16.CDRAM（CACHED DRAM，同步缓存动态随机存取存储器）
这是三菱电气公司首先研制的专利技术，它是在DRAM芯片的外部插针和内部DRAM之间插入一个SRAM作为二级CACHE使用。当前，几乎所有的CPU都装有一级CACHE来提高效率，随着CPU时钟频率的成倍提高，CACHE不被选中对系统性能产生的影响将会越来越大，而CACHE DRAM所提供的二级CACHE正好用以补充CPU一级CACHE之不足，因此能极大地提高CPU效率。
17.DDRII (Double Data Rate Synchronous DRAM，第二代同步双倍速率动态随机存取存储器)
DDRII 是DDR原有的SLDRAM联盟于1999年解散后将既有的研发成果与DDR整合之后的未来新标准。DDRII的详细规格目前尚未确定。
18.DRDRAM (Direct Rambus DRAM)
是下一代的主流内存标准之一，由Rambus 公司所设计发展出来，是将所有的接脚都连结到一个共同的Bus，这样不但可以减少控制器的体积，已可以增加资料传送的效率。
二、ROM(READ Only Memory，只读存储器)
ROM是线路最简单半导体电路，通过掩模工艺，一次性制造，在元件正常工作的情况下，其中的代码与数据将永久保存，并且不能够进行修改。一般应用于PC系统的程序码、主机板上的 BIOS (基本输入/输出系统Basic Input/Output System)等。它的读取速度比RAM慢很多。
根据组成元件的不同，ROM内存又分为以下五种：
1.MASK ROM（掩模型只读存储器）
制造商为了大量生产ROM内存，需要先制作一颗有原始数据的ROM或EPROM作为样本，然后再大量复制，这一样本就是MASK ROM，而烧录在MASK ROM中的资料永远无法做修改。它的成本比较低。
2.PROM（Programmable ROM，可编程只读存储器）
这是一种可以用刻录机将资料写入的ROM内存，但只能写入一次，所以也被称为“一次可编程只读存储器”(One Time Progarmming ROM，OTP-ROM)。PROM在出厂时，存储的内容全为1，用户可以根据需要将其中的某些单元写入数据0(部分的PROM在出厂时数据全为0，则用户可以将其中的部分单元写入1)， 以实现对其“编程”的目的。
3.EPROM（Erasable Programmable，可擦可编程只读存储器）
这是一种具有可擦除功能，擦除后即可进行再编程的ROM内存，写入前必须先把里面的内容用紫外线照射它的IC卡上的透明视窗的方式来清除掉。这一类芯片比较容易识别，其封装中包含有“石英玻璃窗”，一个编程后的EPROM芯片的“石英玻璃窗”一般使用黑色不干胶纸盖住， 以防止遭到阳光直射。
4.EEPROM（Electrically Erasable Programmable，电可擦可编程只读存储器）
功能与使用方式与EPROM一样，不同之处是清除数据的方式，它是以约20V的电压来进行清除的。另外它还可以用电信号进行数据写入。这类ROM内存多应用于即插即用（PnP）接口中。
5.Flash Memory（快闪存储器）
这是一种可以直接在主机板上修改内容而不需要将IC拔下的内存，当电源关掉后储存在里面的资料并不会流失掉，在写入资料时必须先将原本的资料清除掉，然后才能再写入新的资料，缺点为写入资料的速度太慢。
Shell编程 - 傻瓜教程2
Posted by dengwei
本文例子代码下载(19K)(codeproject.com)
在这篇指南的第一部分，我给了大家一个编写外壳扩展的介绍，并且演示了一个一次操作一个简单文件的上下文菜单扩展。在第二部分中，我将要演示如何在一个操作中操作多个文件。这个扩展是一个注册和卸载COM服务器的实用工具。它还演示了如何使用ATL对话框类CDialogImpl。我将通过解释一些特殊的注册表键来讲第二部分，通过这些键你可以使你的扩展被任何文件调用，而不是那些预先选择的类型(.TXT)。
第二部分假设你已经阅读了第一部分，所以你知道了上下文菜单扩展的基本知识。除此之外，你还必须理解COM，ATL和STL的基本知识。
上下文菜单扩展的开始-它能做什么？
这个外壳扩展将使你注册和卸载那些在EXE,DLL和OCX里的COM服务器。不像我们在第一部分所做的那样，这个扩展将对所有你右键点击事件发生时所有选中的文件进行操作。
使用AppWizard 开始
运行AppWizard ，做一个新的ATL COM wizard app。我们叫它DllReg。在向导中保持所有默认选项，单击完成。我们现在就有了一个空的将会生成DLL的ATL项目，但是我们必须添加自己的外壳扩展COM对象。在ClassView树中，右键单击 DllReg classes项，选择New ATL Object。
在ATL Object 向导，第一面板已经选择了Simple Object ，只要单击下一步就行了。在第二面板中，在Short Name 编辑控件中输入DllRegShlExt ，然后单击确定（面板中的其它的编辑框将会自动完成）。这就创建了一个类名为CDllRegShlExt 的类，它包含了实现一个COM对象的基本代码。我们将向这个类添加我们的代码。
初始化接口
在这个扩展中，我们的IShellExtInit::Initialize()实现将会相当不同。有两个原因，第一我们将列举所有选中的文件；第二，我们将测试我们选中的文件是否有注册(register)和卸载(unregister)函数的出口。我们将仅仅考虑那些同时有DllRegisterServer()和DllUnregisterServer()出口的文件。其他的都将被忽略掉。
我们将使用列表控件和STL的字符串与列表类，所以你必须首先在stdafx.h 文件中添加如下行：
#include <commctrl.h>#include <string>#include <list>#include <atlwin.h>typedef std::list<std::basic_string<TCHAR> > string_list;
我们的CDllRegShlExt类也将需要一些成员变量：
protected: HBITMAP m_hRegBmp; HBITMAP m_hUnregBmp; string_list m_lsFiles; TCHAR m_szDir[MAX_PATH];
CDllRegShlExt的构造函数中将加载两幅上下文菜单中使用的位图：
CDLLRegShlExt::CDLLRegShlExt(){ m_hRegBmp = LoadBitmap ( _Module.GetModuleInstance(), MAKEINTRESOURCE(IDB_REGISTERBMP) ); m_hUnregBmp = LoadBitmap ( _Module.GetModuleInstance(), MAKEINTRESOURCE(IDB_UNREGISTERBMP) );}
在你将IShellExtInit添加到了被CDllRegShlExt实现的接口列表中之后(关于这个操作请参见第一部分)，我们开始写Initialize()函数。
Initialize()将执行如下步骤：
- 改变当前目录为在资源浏览器窗口中正在被查看的目录；
- 列举所有被选中的文件；
- 对每一个文件，试图使用
LoadLibrary()加载它； - 如果
LoadLibrary()成功，看该文件是否有DllRegisterServer()和DllUnregisterServer()的函数出口； - 如果两个出口都被找到了，添加该文件的的文件名到我们能操作的文件列表中，
m_lsFiles。
HRESULT CDllRegShlExt::Initialize ( LPCITEMIDLIST pidlFolder, LPDATAOBJECT pDataObj, HKEY hProgID ){TCHAR szFile [MAX_PATH];TCHAR szFolder [MAX_PATH];TCHAR szCurrDir [MAX_PATH];TCHAR* pszLastBackslash;UINT uNumFiles;HDROP hdrop;FORMATETC etc = { CF_HDROP, NULL, DVASPECT_CONTENT, -1, TYMED_HGLOBAL };STGMEDIUM stg = { TYMED_HGLOBAL };HINSTANCE hinst;bool bChangedDir = false;HRESULT (STDAPICALLTYPE* pfn)();
非常多的局部变量！第一步是从传进去的pDataObj参数中获得一个HDROP。这和第一部分的扩展有些相似。
// Read the list of folders from the data object. They're stored in HDROP // format, so just get the HDROP handle and then use the drag 'n' drop APIs // on it. if ( FAILED( pDO->GetData ( &etc, &stg ))) return E_INVALIDARG; // Get an HDROP handle. hdrop = (HDROP) GlobalLock ( stg.hGlobal ); if ( NULL == hdrop ) { ReleaseStgMedium ( &stg ); return E_INVALIDARG; } // Determine how many files are involved in this operation. uNumFiles = DragQueryFile ( hdrop, 0xFFFFFFFF, NULL, 0 );
接下来要做的就是一个获取下一个文件名的for循环(使用DragQueryFile())并试图用LoadLibrary()装载它。在该文的实际例子工程当中预先做了一些目录改变的工作。在这儿我把它忽略了，因为它有点儿太长了。
for ( UINT uFile = 0; uFile < uNumFiles; uFile++ ) { // Get the next filename. if ( 0 == DragQueryFile ( hdrop, uFile, szFile, MAX_PATH )) continue; // Try & load the DLL. hinst = LoadLibrary ( szFile ); if ( NULL == hinst ) continue;
下一步，我们将看看它是否有两个必要函数的出口。
// Get the address of DllRegisterServer(); (FARPROC&) pfn = GetProcAddress ( hinst, "DllRegisterServer" ); // If it wasn't found, skip the file. if ( NULL == pfn ) { FreeLibrary ( hinst ); continue; } // Get the address of DllUnregisterServer(); (FARPROC&) pfn = GetProcAddress ( hinst, "DllUnregisterServer" ); // If it was found, we can operate on the file, so add it to // our list of files (m_lsFiles). if ( NULL != pfn ) { m_lsFiles.push_back ( szFile ); } FreeLibrary ( hinst ); } // end for
最后一步就是(在最后一个if块中)添加文件名到m_lsFiles中。m_lsFiles是一个保存字符串的STL列表集。这个列表在稍后，就是当我们遍历所有文件注册和卸载的时候将被用到。
在Initialize()的最后要做的就是释放资源并返回恰当的值给Explorer。
// Release resources. GlobalUnlock ( stg.hGlobal ); ReleaseStgMedium ( &stg ); // If we found any files we can work with, return S_OK. Otherwise, // return E_INVALIDARG so we don't get called again for this right-click // operation. return ( m_lsFiles.size() > 0 ) ? S_OK : E_INVALIDARG;}
如果你看一眼例子项目代码的话，你会发现我不得不都过查看文件的文件名来计算出哪个目录正在被查看。你也许会纳闷为什么我不用pidlFolder参数。虽然在pidlFolder的文档中，它被解释为“包含正在显示上下文菜单的项目的文件夹的项目标志列表(the item identifier list for the folder that contains the item whose context menu is being displayed)(很抱歉我不能把这句话翻译好，贴出原文供参考)”。可是，我在Windows 98 上测试的时候，这个参数总是为NULL，所以它毫无用处。
添加我们的菜单项
接下来的是IContextMenu方法。和以前一样，你需要添加IContextMenu到CDllRegShlExt实现的接口列表中。再一次的，做这些的步骤在第一部分中。
我们将添加两个菜单项到菜单中，一个为注册选中的文件，一个是卸载它们。这些项看起来如下：
我们的QueryContextMenu()实现和第一部分一样开始。我们检查uFlags，如果CMF_DEFAULTONLY标志存在的话立即返回。
HRESULT CDLLRegShlExt::QueryContextMenu ( HMENU hmenu, UINT uMenuIndex, UINT uidFirstCmd, UINT uidLastCmd, UINT uFlags ){UINT uCmdID = uidFirstCmd; // If the flags include CMF_DEFAULTONLY then we shouldn't do anything. if ( uFlags & CMF_DEFAULTONLY ) { return MAKE_HRESULT ( SEVERITY_SUCCESS, FACILITY_NULL, 0 ); }
下面，我们添加"Register servers"菜单项。这儿有些新东西：我们给菜单项设置了位图。这和WinZip的菜单有点儿相似，也在菜单命令旁边显示一个小图标。
// Add our register/unregister items. InsertMenu ( hmenu, uMenuIndex, MF_STRING | MF_BYPOSITION, uCmdID++, _T("Register server(s)") ); // Set the bitmap for the register item. if ( NULL != m_hRegBmp ) { SetMenuItemBitmaps ( hmenu, uMenuIndex, MF_BYPOSITION, m_hRegBmp, NULL ); } uMenuIndex++;
SetMenuItemBitmaps()API函数我们宰菜单旁显示一个小齿轮的方法。注意uCmdID是自增加的，这样下一次我们调用InsertMenu()，它的命令ID将会比前一个大1。在这步骤的最后，uMenuIndex 被增加是因为我们的第二个菜单项将被显示在第一个之后。
接着说第二个菜单项。它和第一个非常相似。
InsertMenu ( hmenu, uMenuIndex, MF_STRING | MF_BYPOSITION, uCmdID++, _T("Unregister server(s)") ); // Set the bitmap for the unregister item. if ( NULL != m_hUnregBmp ) { SetMenuItemBitmaps ( hmenu, uMenuIndex, MF_BYPOSITION, m_hUnregBmp, NULL ); }
最后，我们告诉Explorer我们添加了几个菜单项。
return MAKE_HRESULT ( SEVERITY_SUCCESS, FACILITY_NULL, 2 );
提供敏感帮助和动词
和前面的一样，当Explorer需要显示敏感帮助或者获得动词的时候，GetCommandString()方法被调用。和前一个稍稍不同的是我们添加了2个菜单项，所以我们必须首先检查uCmdID参数来知道Explorer正在呼叫哪个菜单项。
#include <atlconv.h>HRESULT CDLLRegShlExt::GetCommandString ( UINT uCmdID, UINT uFlags, UINT* puReserved, LPSTR szName, UINT cchMax ){LPCTSTR szPrompt; USES_CONVERSION; if ( uFlags & GCS_HELPTEXT ) { switch ( uCmdID ) { case 0: szPrompt = _T("Register all selected COM servers"); break; case 1: szPrompt = _T("Unregister all selected COM servers"); break; default: return E_INVALIDARG; break; }
如果uCmdID为0，那么我们正在调用第一个(register)。如果为1，则在调用第二个(unregister)。在确定帮助字符串之后，我们将它拷贝到提供的缓存当中，必要的话，先将它转换成Unicode形式。
// Copy the help text into the supplied buffer. If the shell wants // a Unicode string, we need to case szName to an LPCWSTR. if ( uFlags & GCS_UNICODE ) { lstrcpynW ( (LPWSTR) szName, T2CW(szPrompt), cchMax ); } else { lstrcpynA ( szName, T2CA(szPrompt), cchMax ); } }
在这个扩展中，我同样也写了代码提供一个动词。然而，我在Windows 98下测试的时候，Explorer从来不调用GetCommandString()来获取一个动词。我甚至写了一个在DLL中调用ShellExecute()的测试程序然后试图使用动词，但是它还是不工作。我不知道这个情况在Windows NT下是否会有不同。这儿，我忽略了那些动词相关的代码，如果你感兴趣的话，你可以在例子项目中找到。
执行用户的选择
当用户点击我们菜单中的一个时，Explorer调用我们的InvokeCommand()方法。InvokeCommand()首先检查了lpVerb的高位字(high word)。如果它是非零的，则它是被调用的动词的名称，因为我们知道动词不能正常工作(至少在Win 98下)，我们将它忽略了。否则，如果它的低位字(low word)是0或1，那么我们知道其中有一个菜单项目被点击了。
HRESULT CDllRegShlExt::InvokeCommand ( LPCMINVOKECOMMANDINFO pCmdInfo ){ // If lpVerb really points to a string, ignore this function call and bail out. if ( 0 != HIWORD( pInfo->lpVerb )) return E_INVALIDARG; // Check that lpVerb is one of our commands (0 or 1) switch ( LOWORD( pInfo->lpVerb )) { case 0: case 1: { CProgressDlg dlg ( &m_lsFiles, pInfo ); dlg.DoModal(); return S_OK; } break; default: return E_INVALIDARG; break; }}
如果lpVerb是0或1，我们创建一个对话框（从ATL类CDialogImpl继承），然后向它传递文件名列表。
所有实际的工作都在CProgressDlg类中完成。它的OnInitDialog()函数初始化列表控件，然后调用CProgressDlg::DoWork()。DoWork()遍历在CDllRegShlExt::Initialize()中生成的文件名列表，然后调用文件中的合适的函数。基本代码如下；并不完全，因为我删掉了错误检查和填充列表控件的部分。不过这已经足够向大家演示如何遍历一个文件列表并执行每一个。
void CProgressDlg::DoWork(){HRESULT (STDAPICALLTYPE* pfn)();string_list::const_iterator it, itEnd;HINSTANCE hinst;LPCSTR pszFnName;HRESULT hr;WORD wCmd; wCmd = LOWORD ( m_pCmdInfo->lpVerb ); // We only support 2 commands, so check the value passed in lpVerb. if ( wCmd > 1 ) return; // Determine which function we'll be calling. Note that these strings are // not enclosed in the _T macro, since GetProcAddress() only takes an // ANSI string for the function name. pszFnName = wCmd ? "DllUnregisterServer" : "DllRegisterServer"; for ( it = m_pFileList->begin(), itEnd = m_pFileList->end(); it != itEnd; it++ ) { // Try to load the next file. hinst = LoadLibrary ( it->c_str() ); if ( NULL == hinst ) continue; // Get the address of the register/unregister function. (FARPROC&) pfn = GetProcAddress ( hinst, pszFnName ); // If it wasn't found, go on to the next file. if ( NULL == pfn ) continue; //