Computer, Electron and Technology

http://blog.linkedin.com/blog/2008/06/linkedin-is-99.html
"A new engineer that comes in gets a new MacPro with dual quad-core CPUs and 12GB of ram and a MacBook Pro."

From: http://www.52rd.com/Blog/Detail_RD.Blog_xuanny_14152.html

收集到几句实用的短句，供参考一下。
1.That’s would be great,thanks.
2. Now let’s turn to the next point on the agenda.We need to discuss ….
3. There just one more point i’d like to make before you make the decision.
4.So to sum up,…..,i will consider your nomination and let you know next week
5.If there noting else,let’s wrap up this meeting now.
6. Thank you for making time to meet with me.
7.Well, i’ll get  started.
8. Please take a look and tell me what you think.
9.There just one small problem.

既然由《木乃伊》（The Mummy）导演史蒂芬·索莫斯（Stephen Sommers）执导，那么在《特种部队》（G.I. Joe）中出现他的“老部下”也就情有可原了。据IESB报道，曾在《木乃伊1、2》中扮演“木乃伊Imhotep”的男演员阿诺德·沃斯鲁（Arnold Vosloo）将在《特种部队》中扮演反派“扎坦”（Zartan）。

这个角色在动画版《特种部队》里是几个主要坏蛋之一，是一个为Destro和眼镜蛇部队工作的雇佣兵。他善于伪装成别人的外貌和声音，精通20种语言和方言，是一个腹语和武术专家，擅长的兵器是弓箭。他还是飞车党“Dreadnoks”的首领，患有多重人格和妄想型精神分裂症。

《特种部队》（G.I. Joe）是派拉蒙继《变形金刚》后又一部根据孩之宝玩具改编的大制作电影。“G.I. Joe”是美国特训特种敢死队的代号，该队组建的目的是维护人类的自由与安全。他们的对手是妄图统治世界的残忍的眼镜蛇部队。影片计划下个月中旬在洛杉矶开拍，并于2009年8月7日上映。

更新：丹尼斯·奎德（Dennis Quaid）也加入了《特种部队》，他将扮演霍克将军（General Hawk）。

至此，加盟此片的演员已经有“男爵夫人”西耶娜·米勒（Sienna Miller）、“Ripcord”马龙·韦恩斯（Marlon Wayans）、“Rex”约瑟夫·高登·拉维特（Joseph Gordon-Levitt）、“公爵”钱宁·塔图姆（Channing Tatum）、“蛇眼”雷·帕克（Ray Park）、“红发女郎”雷切尔·妮科尔斯（Rachel Nichols）、“忍者白幽灵”李秉宪（Byung-hun Lee）、“Breaker”萨伊德·塔马乌伊（Said Taghmaoui）以及“Heavy Duty”阿德沃尔·阿吉纽依-艾格拜吉（Adewale Akinnuoye-Agbaje）。

作者：Nemo
来源：http://mymovie.blogbus.com/logs/14657580.html

这是我小时就很喜欢看的一部动画片，哈，终于有电影可看了，Ye!

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。

1. 引言

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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2. Boot Loader 的概念

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。

1. Boot Loader 所支持的 CPU 和嵌入式板

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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3. Boot Loader 的主要任务与典型结构框架

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 Boot Loader 的 stage1

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;

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 	}, };

(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 (…) */

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 */ };

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; };

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); 		} }

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 内核在启动时可以以命令行参数的形式来接收信息，利用这一点我们可以向内核提供那些内核不能自己检测的硬件参数信息，或者重载(override)内核自己检测到的信息。比如，我们用这样一个命令行参数字符串”console=ttyS0,115200n8″来通知内核以 ttyS0 作为控制台，且串口采用 “115200bps、无奇偶校验、8位数据位”这样的设置。下面是一段设置调用内核命令行参数字符串的示例代码：

char *p; 	/* eat leading white space */ 	for(p = commandline; *p == ' '; p++) 		; 	/* skip non-existent command lines so the kernel will still     * use its default command line. 	 */ 	if(*p == '\0') 		return; 	params->hdr.tag = ATAG_CMDLINE; 	params->hdr.size = (sizeof(struct tag_header) + strlen(p) + 1 + 4) >> 2; 	strcpy(params->u.cmdline.cmdline, p); 	params = tag_next(params);

请注意在上述代码中，设置 tag_header 的大小时，必须包括字符串的终止符’\0′，此外还要将字节数向上圆整4个字节，因为 tag_header 结构中的size 成员表示的是字数。

下面是设置 ATAG_INITRD 的示例代码，它告诉内核在 RAM 中的什么地方可以找到 initrd 映象(压缩格式)以及它的大小：

	params->hdr.tag = ATAG_INITRD2; 	params->hdr.size = tag_size(tag_initrd); 	 	params->u.initrd.start = RAMDISK_RAM_BASE; 	params->u.initrd.size = INITRD_LEN; 	 	params = tag_next(params);

下面是设置 ATAG_RAMDISK 的示例代码，它告诉内核解压后的 Ramdisk 有多大（单位是KB）：

params->hdr.tag = ATAG_RAMDISK; params->hdr.size = tag_size(tag_ramdisk); 	 params->u.ramdisk.start = 0; params->u.ramdisk.size = RAMDISK_SIZE; /* 请注意，单位是KB */ params->u.ramdisk.flags = 1; /* automatically load ramdisk */ 	 params = tag_next(params);

最后，设置 ATAG_NONE 标记，结束整个启动参数列表：

static void setup_end_tag(void) { 	params->hdr.tag = ATAG_NONE; 	params->hdr.size = 0; }

3.2.5 调用内核

Boot Loader 调用 Linux 内核的方法是直接跳转到内核的第一条指令处，也即直接跳转到 MEM_START＋0×8000 地址处。在跳转时，下列条件要满足：

1． CPU 寄存器的设置：

• R0＝0；
• R1＝机器类型 ID；关于 Machine Type Number，可以参见 linux/arch/arm/tools/mach-types。
• R2＝启动参数标记列表在 RAM 中起始基地址；

2． CPU 模式：

• 必须禁止中断（IRQs和FIQs）；
• CPU 必须 SVC 模式；

3． Cache 和 MMU 的设置：

• MMU 必须关闭；
• 指令 Cache 可以打开也可以关闭；
• 数据 Cache 必须关闭；

如果用 C 语言，可以像下列示例代码这样来调用内核：

void (*theKernel)(int zero, int arch, u32 params_addr) = (void (*)(int, int, u32))KERNEL_RAM_BASE; …… theKernel(0, ARCH_NUMBER, (u32) kernel_params_start);

注意，theKernel()函数调用应该永远不返回的。如果这个调用返回，则说明出错。

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4. 关于串口终端

在 boot loader 程序的设计与实现中，没有什么能够比从串口终端正确地收到打印信息能更令人激动了。此外，向串口终端打印信息也是一个非常重要而又有效的调试手段。但是，我们经常会碰到串口终端显示乱码或根本没有显示的问题。造成这个问题主要有两种原因：(1) boot loader 对串口的初始化设置不正确。(2) 运行在 host 端的终端仿真程序对串口的设置不正确，这包括：波特率、奇偶校验、数据位和停止位等方面的设置。

此外，有时也会碰到这样的问题，那就是：在 boot loader 的运行过程中我们可以正确地向串口终端输出信息，但当 boot loader 启动内核后却无法看到内核的启动输出信息。对这一问题的原因可以从以下几个方面来考虑：

(1) 首先请确认你的内核在编译时配置了对串口终端的支持，并配置了正确的串口驱动程序。

(2) 你的 boot loader 对串口的初始化设置可能会和内核对串口的初始化设置不一致。此外，对于诸如 s3c44b0x 这样的 CPU，CPU 时钟频率的设置也会影响串口，因此如果 boot loader 和内核对其 CPU 时钟频率的设置不一致，也会使串口终端无法正确显示信息。

(3) 最后，还要确认 boot loader 所用的内核基地址必须和内核映像在编译时所用的运行基地址一致，尤其是对于 uClinux 而言。假设你的内核映像在编译时用的基地址是 0xc0008000，但你的 boot loader 却将它加载到 0xc0010000 处去执行，那么内核映像当然不能正确地执行了。

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5. 结束语

Boot Loader 的设计与实现是一个非常复杂的过程。如果不能从串口收到那激动人心的”uncompressing linux……………… done, booting the kernel……”内核启动信息，恐怕谁也不能说：”嗨，我的 boot loader 已经成功地转起来了！”。

关于作者

不去关心有多少人吃不上馒头，却来研究馒头是应该什么形状？对近中国近代史和现代史，有八个字足以形容，“哀其不幸，怒其不争”。

以下是新浪新闻原文：http://news.sina.com.cn/c/2008-01-03/041413186665s.shtml

http://www.sina.com.cn 2008年01月03日04:14 辽一网-华商晨报

对照对照，俺们这些长相的都不能叫馒头了！■漫画 马菁

资料图片：新标准对馒头的外观、口感都予以规范

    你认为是否有必要规定馒头形状？
有必要   
没必要

　　晨报讯(记者 王莉 祝洪美)知道啥叫馒头不？

　　你还真别笑，现在你还真就不一定认识真正的馒头，因为馒头有国家标准了，你得对照它才能知道啥叫馒头。

　馒头国标规定馒头形状

　　从1月1日起，由国家标准委和国家质检总局联合发布的《小麦粉馒头》国家标准正式开始实施。

　　“目前标准全文还没下发下来，相信很快就会下发。”沈阳市标准馆的工作人员昨日告诉记者。

　　记者昨日联系到牵头起草馒头国标的河南省一家企业的相关负责人，对方表示，馒头国家标准是目前为止面制食品(包子、饺子等，不包括烘焙食品)中惟一一个国家标准，已经制定了两年多，最终才出台。

　　“标准从感观、检测方法、检测依据、包装等多方面对馒头进行了规定。”这位负责人说，甚至连馒头的形状、面粉含量、水分含量等都进行了规定。

　　记者了解到，该国家标准适用于以小麦粉为原料生产的商品馒头，但像荞麦等杂粮类馒头就不在标准内。在感官方面要求馒头形态完整和美观，应该是圆形或椭圆形，没有褶皱、斑点，气味有小麦香；馒头的体积不能太小，1克面粉体积最低限度必须超过1.7毫升，小于这个体积的馒头就不合格；馒头水分有最高限量要求，要小于等于45%，否则极易长毛。

　卖馒头的觉得“可笑”

　　“馒头有国标了？”昨日，北站附近一面点铺的老板说，从来没听说过馒头还要统一标准，他感觉挺可笑的。

　　对于馒头生产的要求，记者调查的小摊位多表示自己有营业执照和卫生许可，稍微大一些的饭店则称，馒头都是专业面点师傅制成的，“卖多少年了，绝对没问题。”

　　沈阳市皇姑区辽河农贸市场一位卖馒头的商贩表示，如果对馒头的形状也要做要求，这标准就太苛刻了，“我这馒头圆的和方的做法一样，难道方的就不能叫馒头了。”这位小贩说，据他了解，全国各地对馒头的叫法也都不一样，有的地方豆包也叫馒头，馒头也可能叫其他名字，“这个东西是各地约定俗成的，不能用这种标准进行约束啊。”

　　此外，标准中对馒头的大小也进行了约定，虽然这种大小并不是绝对的，而是有一个范围，但这位商贩也认为不应该，“这馒头大的小的都是馒头，有喜欢小的，有喜欢大的，你怎么来约束？”

现蒸馒头可能将遭淘汰

　　昨日，沈阳某食品生产企业负责技术的李主任表示，沈阳的馒头市场现在大部分还被小作坊占据着，小作坊的馒头便宜，大部分以现蒸为主，老百姓也喜欢，而品牌馒头的价格相对高些。

　　李主任说，虽然国家早就规定不允许在面食中加入发粉等有毒添加剂，但仍有小加工点在违规操作，对小加工点的产品也很难组织检测，但像他们这种正规企业的产品，质监部门都会定期进行抽检，不过以往抽检依据的都是企业标准，以后就将依据国家标准了。

　　李主任认为，此次馒头实施国家标准，对于大企业来说是利好，“可能会为我们开拓更大的市场。”

　　牵头起草了馒头国标的河南那家企业相关负责人告诉记者，馒头的国家标准出台后，大的正规公司产品将更多地占领市场，而一些小作坊的生存空间将会被压缩。

　　“可能以后大家吃到的速冻馒头比较多，而现蒸的馒头则会一点点减少。”这位负责人说。

相关评论：如果馒头的国家标准是真的

吃馒头，我只关心安全

国家馒头是圆的地方馒头是方的吗

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11月份，居民消费价格总水平同比上涨6.9%。其中，城市上涨6.6%，农村上涨7.6%；食品价格上涨18.2%，非食品价格上涨1.4%；消费品价格上涨8.4%，服务项目价格上涨2.3%。从月环比看，居民消费价格总水平比上月上涨0.7%。

从八大类别看，11月份，食品类价格同比上涨18.2%。其中，粮食价格上涨6.6%，油脂价格上涨35.0%，肉禽及其制品价格上涨 38.8%，猪肉上涨56.0%，鲜蛋价格上涨10.0%，水产品价格上涨6.8%，鲜菜价格上涨28.6%，鲜果价格上涨12.9%，调味品价格上涨 4.0%。

烟酒及用品类价格同比上涨1.8%。其中，烟草价格上涨0.6%，酒类价格上涨4.1%。

衣着类价格同比下降1.4%。其中，服装价格下降1.4%。

家庭设备用品及维修服务价格同比上涨1.9%。其中，耐用消费品价格上涨0.9%，家庭服务及加工维修服务价格上涨9.1%。

医疗保健及个人用品类价格同比上涨3.1%。其中，西 药价格上涨0.1%，中药材及中成药价格上涨11.6%，医疗保健服务价格上涨1.9%。

交通和通信类价格同比下降1.4%。其中，交通工具价格下降2.6%，车用燃料及零配件价格上涨5.5%，车辆使用及维修价格上涨1.9%，城市间交通费价格上涨2.9%，市区交通费价格下降0.3%；通信工具价格下降18.8%。

娱乐教育文化用品及服务类价格同比下降0.5%。其中，学杂托幼费价格上涨0.6%，教材及参考书价格下降1.3%，文娱费价格上涨2.5%，旅游价格上涨3.3%，文娱用品价格下降0.7%。

居住类价格同比上涨6.0%。其中，水、电及燃料价格上涨5.6%，建房及 装修材料价格上涨5.2%，租 房价格上涨4.5%。

1-11月份累计，居民消费价格总水平同比上涨4.6%。

转自：http://finance.sina.com.cn/china/hgjj/20071211/10054275596.shtml

除了薪水，什么都涨了……

不怕一万,就怕万一! 这样的小常识,还是挺不错的, 大家看看吧!
了解知识，预防意外，有备无患！
为了父母,你需要知道患了中风，脑部的微血管，
会慢慢的破裂，遇到这种情形, 千万别慌，
患者无论在什么地方(不管是浴室、卧房或客厅），千万不可搬动他。
因为，如果移动，会加速微血管的破裂。
所以要先原地把患者扶起坐稳, 以防止再摔倒，这时才开始（放血)。 
家中如有专为注射用的针，当然最好。
如果没有 ，就拿缝衣用的针，就在患者的十个手指头尖儿（没有固定穴道，大约距离手指甲一分之处刺上去，要刺出血来(万一血不出来，可用手挤)，
等十个手指头都流出血来( 每指一 滴) ，大约几分钟之后，患者就会自然清醒。
如果嘴也歪了，就拉他的耳朵，把耳朵拉红，在两耳的耳垂儿的部位各刺两针，也各流两滴血，几分钟以后，嘴就恢复原状了。
等患者一切恢复正常感觉没有异状时再送医，就一定可以转危为安，否则，若急着抬上救护车送医，经一路的颠跛震动恐怕还没到医院，他脑部微血管，差不多已经都破裂了。万一能够吉人天相，保全老命，能象孙院长，容得勉强行动，那得要靠祖上积德了。
放血救命法， 是住在新竹的中医师夏伯挺先生说的。且是经自己亲身实验,敢说百分之百有效。
大概是民国六十八年一位在台中逢甲学院任教的教师，有天上午正在上课，一位老师 跑到他的教室上气不接下气的说∶刘老师快来 ，主任中风了；他立刻跑到三楼， 看到陈幅添主任，气色不正， 语意模糊，嘴也歪了，很明显的是中风了。立即请工读生到校门外的西药房，买来一支注射用的针头，就在陈主任十个手指头上直刺。等十个手指尖儿都见血了（豆粒似的一滴），大约几分钟以后，陈主任的气色就变过来了，两眼也有神了，只有嘴还歪着，他就拉搓陈主任的耳朵，使之充血，等把耳朵拉红，就在左右耳垂之处，各刺两 针，待两耳垂都流出两滴血来，奇迹就出现了，大约不到三五分钟，他的嘴形，恢复正常了，说话也清清楚楚了。让陈主任静坐一阵子，喝了一 杯热茶，才扶他下楼，开车送到惠华医院，打一罐点滴，休息了一夜就出院回学校上课了。一切照常工作，毫无后遗症。
反观一般脑中风患者，都是送医院治疗时，经过一路震荡血管急速破裂，以致多数患者一病不起，所以脑中 风，在死因排行榜上高居第二位，其最幸运者，也仅能保住老命，而落得终身残废。这是一个多么可怕的病症。如果大家都能记住这（放血救命) 的方法，立刻施救，在短短时间它能起死回生，而且保证百分之百的正常。
这个急救法，希望大家告诉大家。那脑中风，在死因排行榜上，就可以除名。
     ●阅后传知他人，功德无量●
辨识中风~很短
有个朋友瑛格莉，在一次烤肉聚会当中绊倒了，摔了一跤，旁边的朋友建议找医护人员，但她很确定自己没事，只是穿了新鞋被砖块绊了一下罢了。
瑛格莉还有点危危颤颤站立不稳的时候，朋友们帮她清洗干净，又为她承了一盘新的食物，然后她就跟着大家一起享受接下来的时光了。
瑛格莉的先生后来打电话通知大家，他的太太被送到医院，傍晚六点，瑛格莉就过世了，原因是她在烤肉聚餐的时候中风。
如果他们懂得辨识中风的症兆，瑛格莉现在也许还跟我们在一起。
有些人不会死，但结局是处于无助无望的景况中。
只需要花一分钟的时间读完这篇文章，神经科医师说，如果他能在三小时之内接触到中风患者，他就可以将中风的后果完全扭转过来。
诀窍就是辨识诊断出中风的问题，并让病患在三小时之内接受医疗，而这是很难的。
辨识中风
感谢上帝让我们记住STR三步骤，请阅读并学习 !
有时候中风的症兆很难辨认，不幸的是，缺乏警觉就会带来灾难。
身边的人辨认不出中风的征兆，中风患者就会造成严重的脑伤。
医生说，旁边的人只要问三个简单的问题，就可以辨识中风：
     S ：(smile) 要求患者笑一下
     T ：（talk）要求患者说一句简单的句子（要有条理，有连惯性）例如：今天天气晴朗。
     R ：（raise）要求患者举起双手
※注意：另外一项中风症兆是：要求患者伸出舌头，如果舌头是「弯曲」的，如果舌 头偏向一边，那也是中风的症兆。
＊上面四个动作，患者如果有任何一个动作做不来，就要立刻打120！！！
并且把症状描述给接线员听。
心脏科医师说，收到这封电函的人，若能将它转寄给10 个人，就至少可以救一条命。

转自：http://blog.chinaunix.net/u/524/showart_317750.html

转至 http://www.upsdn.net/html/2004-11/47.html

在C标准库中有一对非常有趣的函数setjmp()函数与longjmp()函数,用来实现代替goto实现一些非常重要的功能，如异常处理。C语言中，标准库函数setjmp和longjmp形成了结构化异常工具的基础。简单的说即setjmp实例化异常处理程序，而longjmp产生异常。

先介绍setjmp
int setjmp(jmp_buf envbuf)
宏函数setjmp()在缓冲区envbuf中保存系统堆栈里的内容，供longjmp()以后使用,setjmp()必须使用头文件setjmp.h。
调用setjmp()宏时，返回值为0，然而longjmp()把一个变原传递给setjmp(),该值（恒不为0）就是调用longjmp()后出现的setjmp()的值。
setjmp函数用于保存程序的运行时的堆栈环境，接下来的其它地方，你可以通过调用longjmp函数来恢复先前被保存的程序堆栈环境。当setjmp和longjmp组合一起使用时，它们能提供一种在程序中实现“非本地局部跳转”（”non-local goto”）的机制。并且这种机制常常被用于来实现，把程序的控制流传递到错误处理模块之中；或者程序中不采用正常的返回（return）语句，或函数的正常调用等方法，而使程序能被恢复到先前的一个调用例程（也即函数）中。
对setjmp函数的调用时，会保存程序当前的堆栈环境到env参数中；接下来调用longjmp时，会根据这个曾经保存的变量来恢复先前的环境， 并且当前的程序控制流，会因此而返回到先前调用setjmp时的程序执行点。此时，在接下来的控制流的例程中，所能访问的所有的变量（除寄存器类型的变量 以外），包含了longjmp函数调用时，所拥有的变量。
void longjmp(jmp_buf envbuf,int status);
     函数longjmp()使程序在最近一次调用setjmp()出重新执行。setjmp()和longjmp()提供了一种在函数间调转的手段，必须使用头部文件setjmp.h。
     函数longjmp()通过把堆栈复位成envbuf中描述的状态进行操作，envbuf的设置是由预先调用setjmp()生成的。这样使程序的执行在 setjmp()调用后的下一个语句从新开始，使计算机认为从未离开调用setjmp()的函数。从效果上看，longjmp()函数似乎“绕”过了时间 和空间（内存）回到程序的原点，不必执行正常的函数返回过程。
     缓冲区envbuf具有<setjmp.h>中定义的buf_jmp类型，它必须调用longjmp()前通过调用setjmp()来设置好。
    值status变成setjmp()的返回值，由此确定长调转的来处。不允许的唯一值是0，0是程序直接调用函数setjmp()时由该函数返回的，不是间接通过执行函数longjmp()返回的。
     longjmp()函数最常用于在一个错误发生时，从一组深层嵌套的实用程序中返回。
longjmp函数用于恢复先前程序中调用的setjmp函数时所保存的堆栈环境。setjmp和longjmp组合一起使用时，它们能提供一种在程序中实现“非本地局部跳转”（”non-local goto”）的机制。并且这种机制常常被用于来实现，把程序的控制流传递到错误处理模块，或者不采用正常的返回（return）语句，或函数的正常调用等方法，使程序能被恢复到先前的一个调用例程（也即函数）中。

　 　对setjmp函数的调用时，会保存程序当前的堆栈环境到env参数中；接下来调用longjmp时，会根据这个曾经保存的变量来恢复先前的环境，并且 因此当前的程序控制流，会返回到先前调用setjmp时的执行点。此时，value参数值会被setjmp函数所返回，程序继续得以执行。并且，在接下来 的控制流的例程中，它所能够访问到的所有的变量（除寄存器类型的变量以外），包含了longjmp函数调用时，所拥有的变量；而寄存器类型的变量将不可预 料。setjmp函数返回的值必须是非零值，如果longjmp传送的value参数值为0，那么实际上被setjmp返回的值是1。

　　在调用setjmp的函数返回之前，调用longjmp，否则结果不可预料。

在使用longjmp时，请遵守以下规则或限制：
　　· 不要假象寄存器类型的变量将总会保持不变。在调用longjmp之后，通过setjmp所返回的控制流中，例程中寄存器类型的变量将不会被恢复。
　　· 不要使用longjmp函数，来实现把控制流，从一个中断处理例程中传出，除非被捕获的异常是一个浮点数异常。在后一种情况下，如果程序通过调用 _fpreset函数，来首先初始化浮点数包后，它是可以通过longjmp来实现从中断处理例程中返回。
如何实现异常处理
首先设置一个跳转点（setjmp() 函数可以实现这一功能），然后在其后的代码中任意地方调用 longjmp() 跳转回这个跳转点上，以此来实现当发生异常时，转到处理异常的程序上，在其后的介绍中将介绍如何实现。 setjmp() 为跳转返回保存现场并为异常提供处理程序，longjmp() 则进行跳转（抛出异常），setjmp() 与 longjmp() 可以在函数间进行跳转，这就像一个全局的 goto 语句，可以跨函数跳转。

jmp_buf 异常结构

        使用 setjmp() 及 longjmp() 函数前，需要先认识一下 jmp_buf 异常结构。jmp_buf 将使用在 setjmp() 函数中，用于保存当前程序现场（保存当前需要用到的寄存器的值），jmp_buf 结构在 setjmp.h 文件内声明：

        typedef struct
        {
                unsigned j_sp;  // 堆栈指针寄存器
                unsigned j_ss;  // 堆栈段
                unsigned j_flag;  // 标志寄存器
                unsigned j_cs;  // 代码段
                unsigned j_ip;  // 指令指针寄存器
                unsigned j_bp; // 基址指针
                unsigned j_di;  // 目的指针
                unsigned j_es; // 附加段
                unsigned j_si;  // 源变址
                unsigned j_ds; // 数据段
        } jmp_buf;

        jmp_buf 结构存放了程序当前寄存器的值，以确保使用 longjmp() 后可以跳回到该执行点上继续执行。

setjmp() 与 longjmp() 函数都使用了 jmp_buf 结构作为形参，它们的调用关系是这样的：
        首先调用 setjmp() 函数来初始化 jmp_buf 结构变量 jmpb，将当前CPU中的大部分影响到程序执行的积存器存入 jmpb，为 longjmp() 函数提供跳转，setjmp() 函数是一个有趣的函数，它能返回两次，它应该是所有库函数中唯一一个能返回两次的函数，第一次是初始化时，返回零，第二次遇到 longjmp() 函数调用后，longjmp() 函数使 setjmp() 函数发生第二次返回，返回值由 longjmp() 的第二个参数给出（整型，这时不应该再返回零）。
        在使用 setjmp() 初始化 jmpb 后，可以其后的程序中任意地方使用 longjmp() 函数跳转会 setjmp() 函数的位置，longjmp() 的第一个参数便是 setjmp() 初始化的 jmpb，若想跳转回刚才设置的 setjmp() 处，则 longjmp() 函数的第一个参数是 setjmp() 所初始化的 jmpb 这个异常，这也说明一件事，即 jmpb 这个异常，一般需要定义为全局变量，否则，若是局部变量，当跨函数调用时就几乎无法使用（除非每次遇到函数调用都将 jmpb 以参数传递，然而明显地，是不值得这样做的）；longjmp() 函数的第二个参数是传给 setjmp() 的第二次返回值，这在介绍 setjmp() 函数时已经介绍过。
        下面是 setjmp() 函数与 longjmp() 函数的一个示意图：

通过示意图可以看出 setjmp() 函数与 longjmp() 函数的关系，如何跳转。

呵呵！现在是否对程序的执行流程一目了然，其中最关键的就是setjjmp和longjmp函数的调用处理。我们分别来分析之。
　　当程序运行到第②步时，调用setjmp函数，这个函数会保存程序当前运行的一些状态信息，主要是一些系统寄存器的值，如ss，cs，eip， eax，ebx，ecx，edx，eflags等寄存器，其中尤其重要的是eip的值，因为它相当于保存了一个程序运行的执行点。这些信息被保存到 mark变量中，这是一个C标准库中所定义的特殊结构体类型的变量。
　　调用setjmp函数保存程序状态之后，该函数返回0值，于是接下来程序执行到第③步和第④步中。在第④步中语句执行时，如果变量n2为0值，于是便 引发了一个浮点数计算异常，，导致控制流转入fphandler函数中，也即进入到第⑤步。
　　然后运行到第⑥步，调用longjmp函数，这个函数内部会从先前的setjmp所保存的程序状态，也即mark变量中，来恢复到以前的系统寄存器的 值。于是便进入到了第⑦步，注意，这非常有点意思，实际上，通过longjmp函数的调用后，程序控制流（尤其是eip的值）再次戏剧性地进入到了 setjmp函数的处理内部中，但是这一次setjmp返回的值是longjmp函数调用时，所传入的第2个参数，也即-1，因此程序接下来进入到了第⑧ 步的执行之中。
因为 jmp_buf 全局只能存放一个 jmpb 结构，使得只有最后一组宏可以响应异常；    这是无法嵌套异常的原因，要实现多重嵌套可以建立一个全局堆栈来维护一组 jmpb 结构
实现机理
setjmp()保存其调用返回点的ebx, esi, edi, ebp, esp, eip,对于sigsetjmp(), 还保存当前的信号屏蔽字, longjmp恢复这些寄存器及信号屏蔽字,同时传递一个返回值。
ongjmp只是使CPU的状态和setjmp时的状态一致，相同的CPU初始状态执行相同的代码并不意味着产生相同的结果,setjmp, longjmp并不关心内存变量的变化，而只关心CPU的状态,
内存变量的确定性应该根据上下文来灵活处理.
如果将函数之间的调用关系看成一种树型结构, 将可执行文件的入口函数看成它的最内层节点(根节点), 那么setjmp提供了标记节点的方法, longjmp提供了从外层节点直接返回到更内层节点的方法,
在同一层节点之间或者从内层节点到外层节点的longjmp是没有意义的, 因为目标节点在此时根本不存在.
摘要：讨论一个利用标准C语言setjmp库函烽实现查询式协作多任务系统，给出完整的内核和样例程序并对源代码进行说明。该系统具有简单易用的特点，只需要编写存取堆栈指针的宏就可方便地移植到新的平台上。文章详述了系统的优缺点，讨论一些性能扩展的方法。该内核适用
于中小规模的嵌入式软件。

关键词：协作式多任务 C语言 setjmp

引言

本文介绍的是利用标准C语言setjmp库函数实现的具备此特点的协作式多任务系统。从本 质上讲，实时多任务操作系统应该具备按照优先级抢占调度的内核。然而，在实际应用中，抢中式的多任务某种程序上带来了用户程序设计时数据保护的困难，并 且，具备抢占功能的多任务内核设计时困难也比较多，这会增加操作系统自身的代码，也使它在小资源单片机系统中应用较少；而协作多任务系统的调度只在用户指 定的时机发生，这会大大简化内核和用户系统的设计，尤其本文实现的系统通过条件查询来放弃CPU，既符合传统单片机程序设计的思维，又带来了多任务、模块 化、可重入的编程便利。

Setjmp是标准C语言库函数的组成部分，它可以实现程序执行中的远程转操作。具体来 说，它可以在一个函数中使用setjmp来初始化一个全局标号，然后只要该函数未曾返回，那么在其它任何地方都可以通过longjmp调用来跳转到 setjmp的下一条语句执行。实际上，setjmp函数将发生调用处的局部环境保存在一个jmp_buf的结构当中，只要主调函数中对应的内存未曾释放 （函数返回时局部内存就失效了），那么在调用longjmp的时候就可以根据已保存的jmp_buf参数恢复到setjmp的地方执行。我们的系统中就是 分析了setjmp标准库函数的特点，以简单的方式实现了协作式多任务。

1 演示程序

为了便于理解，首先给出多任务演示程序的源代码。这个程序演示了协作式多任务切换、任务的 动态生成、多任务共用代码等功能，一共使用了init_coos初始化根任务（也就是C语言main函数）、creat_task创建新任务和 WAITFOR查询条件这3个基本的系统调用。由于面向嵌入式系统，因而程序不会中止并且运行中也没有进行任何输出，需要借助适合的调试工具来理解多任务 系统的运行。

example.c文件清单：

#include<stdlib.h>

#include“co-os.h”

void tskfunc1(int argc,void *argv);

void tskfunc2(int argc,void *argv);

void subfunc(void);

volatile int cnt,test;

int main(void){

int i;

init_coos(400);

creat_tsk(tskfunc1,12,NULL,400);

creat_tsk(tskfunc2,0,NULL,400);

i=0；

while(1){

WAITFOR(cnt= =8);

while(i++<cnt)test=i;

cnt++;

}

}

void tskfunc1(int argc,void *argv){

int i;

static int creat=0;

if(!creat){

creat_tsk(tskfunc1,9,NULL,400);

creat=1;

}

i=0；

while(1){

WAITFOR(cnt>argc);

test=0×55;

/*使用函数调用在子程序中测试WAITFOR*/

subfunc()；

while(i++<cnt)test=i^0xAA;

}

}

void tskfunc2(int argc,void *argv){

while(1){

WAITFOR(++cnt>15);

cnt=0;

}

}

void subfunc(void){

int i;

WAITFOR(cnt<5);

for(i=0;i<++)test=0×10*i；

}

2 内核构成

内核包括一个供外部用户程序包含的头文件（co-os.h）和具体实现的源文件（co-os.c），它们提供了演示程序中用到的3个系统调用。

内核的实现代码假定了CPU堆栈是向下增长的，并且通过宏来直接操作堆栈指针。以下代码在 Microsoft VC6 for x86、Borland C++ Builder 5.5、SDS CrossCode7.0 for 68K和GCC3.2 for AVR四种平台中测试过，只需在co-os.h头文件中定义相应的平台类型即可顺利编译。

（1）co-os.h文件清单

#include<setjmp.h>

/*选择X86_VC6，X86_BC5，AVR_GCC或M68H_SDS.*/

#define X86_VC6

#define MAX_TSK 10

typedef struct {

void (*entry)(int argc,void *argv);

jmp_buf env;

int argc;

void *argv;

}TVB;

extern TCB tcb[MAX_TSK];

extern int task_num,tskid;

void init_coos(int mainstk);

int creat_tsk(void(*entry)(int argc,void *argv),int argc,void *argv,int stksize);

#define WAITFOR(condition)do{

setjmp(tcb[tskid].env);

if(!(condition)){

tskid++;

if(tskid>=task_num)tskid=0;

longijmp(tcb[tskid].env,1);

}

}while(0)

(2)co-os.c文件清单

#include “co-os.h”

#if defined(X86_VC6)||defined(X86_BC5)

#define SAVE_SP(p) _asm mov p,esp

#define RESTORE_SP(p) _asm mov esp,p

#elif defined(AVR_GCC)

#include<io.h>

#define SAVE_SP(p) p=(int*)SP

#define RESTORE_SP(p) SP=(int)p

#elif defined(M68K_SDS)

#define SAVE_SP(p) asm(”MOVE.L A7,{”#p”}”)

#define RESTORE_SP(p) asm(”MOVE.L {”#p”},A7″)

#endif

TCB tcb[MAX_TSK];

Int task_num=1;

Int tskid;

Static int stktop,oldsp;

Void init_coos(int mainstk){

SAVE_SP(stktop);

stktop=stktop+sizeof(void(*)(void))/sizeof(int)

-(mainstk+sizeof(int)-1)/sizeof(int);

}

int creat_tsk(void(*entry)(int argc,void *argv),

int argc,void *argv,int stksize){

if(task_num>=MAX_TSK)terurn-1;

SAVE_SP(oldsp);

RESTORE_SP(stktop);

If(!setjmp(tcb[task_num].env)){

RESTORE_SP(oldsp);

tcb[task_num].entry=entry;

tcb[task_num].argc=argc;

tcb[task_num].argv=argv;

task_num++;

stktop-=(stksize+sizeof(int)-1)/sizeof(int);

}

else tcb[tskid].entry(tcb[tskid].argc,tcb[tskid].argv);

return 0;

}

3 代码说明

任务代码通过�