TODAY=/tmp/$(date +%Y%m%d)
CONTENT=$TODAY/update_content_sina.tmp

if [ ! -d $TODAY ]; then
mkdir $TODAY
fi

if [ -f $CONTENT ]; then
rm $CONTENT
fi

svn up ~/job/code/php/sinahouse/ >> $TODAY/svn_update_list.tmp
LIST=`cat $TODAY/svn_update_list.tmp | grep ‘.php’ | awk ‘{print $2}’`

for L in $LIST; do
svn diff -r PREV $L >> $CONTENT
done

/usr/bin/vim $CONTENT

This chapter covers advanced serial programming techniques using the ioctl(2) and select(2) system calls.
Serial Port IOCTLs

In Chapter 2, Configuring the Serial Port we used the tcgetattr and tcsetattr functions to configure the serial port. Under UNIX these functions use the ioctl(2) system call to do their magic. The ioctl system call takes three arguments:
int ioctl(int fd, int request, …);
The fd argument specifies the serial port file descriptor. The request argument is a constant defined in the
<termios.h> header file and is typically one of the constants listed in Table 10.

本章主要谈论使用ioctl(2)和select(2)系统调用的高级串口编程技术。

串行端口 IOCTLs

在第二章，配置串口中我们使用了 tcgetattr 和 tcsetattr 函数来做串口的设置。在 UNIX 下，这些函数都是使用 ioctl(2) 系统调用来完成他们的任务的。ioctl 系统调用有如下三个参数：

int ioctl(int fd, int request, …);

参数 fd 指定了串行端口的文件描述符。
参数 request 是一个定义在 <termios.h> 头文件里的常量，它的一些常用值都在 表10 里面定义了。

Table 10 – IOCTL Requests for Serial Ports
表10 – IOCTL 的串口调用

Getting the Control Signals

The TIOCMGET ioctl gets the current “MODEM” status bits, which consist of all of the RS-232 signal lines except RXD and TXD, listed in Table 11.
To get the status bits, call ioctl with a pointer to an integer to hold the bits, as shown in Listing 5.

获得控制信号
TIOCMGET – ioctl 获得当前“MODEM”的状态位，其中包括了除 RXD 和 TXD 之外，所有的RS-232 信号线，见列表 11。
为了获得状态位，使用一个包含比特位的整数的指针来调用 ioctl，见清单5。

Listing 5 – Getting the MODEM status bits.
清单 5 – 读取 DODEM 的状态位.
#include <unistd.h>
#include <termios.h>
int fd;
int status;
ioctl(fd, TIOCMGET, &status);

Table 11 – Control Signal Constants
表 11 – 控制信号常量

Setting the Control Signals
The TIOCMSET ioctl sets the “MODEM” status bits defined above. To drop the DTR signal you can use the code in Listing 6.

设置控制信号
TIOCMSET – ioctl 设置“MODEM”上述定义的状态位。可以使用 清单6 的代码来给DTR信号置低。

Listing 6 – Dropping DTR with the TIOCMSET ioctl.
清单 6 – 使用 TIOCMSET ioctl 置低 DTR 信号
#include <unistd.h>
#include <termios.h>
int fd; int status;
ioctl(fd, TIOCMGET, &status);
status &= ~TIOCM_DTR;
ioctl(fd, TIOCMSET, &status);

The bits that can be set depend on the operating system, driver, and modes in use. Consult your operating system documentation for more information.

能进行设置的比特位有操作系统，驱动以及使用的模式决定。查询你的操作系统的档案可以获取更多的信息。

Getting the Number of Bytes Available
The FIONREAD ioctl gets the number of bytes in the serial port input buffer. As with TIOCMGET you pass in a pointer to an integer to hold the number of bytes, as shown in Listing 7.

获取可供读取的字节数
FIONREAD – ioctl 读取串行端口输入缓冲区中的字节数。与 TIOCMGET 一起传递一个包含字节数的整数的指针，如 清单7 所示。

Listing 7 – Getting the number of bytes in the input buffer.
清单7 – 读取串行端口输入缓冲区中的字节数
#include <unistd.h>
#include <termios.h>
int fd;
int bytes;
ioctl(fd, FIONREAD, &bytes);

This can be useful when polling a serial port for data, as your program can determine the number of bytes in the input buffer before attempting a read.
在查询串口是否有数据到来的时候这一段是很有用的，可以让程序在准备读取之前用来确定输入缓冲区里面的可读字节数。

Selecting Input from a Serial Port
While simple applications can poll or wait on data coming from the serial port, most applications are not simple and need to handle input from multiple sources.
UNIX provides this capability through the select(2) system call. This system call allows your program to check for input, output, or error conditions on one or more file descriptors. The file descriptors can point to serial ports, regular files, other devices, pipes, or sockets. You can poll to check for pending input, wait for input indefinitely, or timeout after a specific amount of time, making the select system call extremely flexible.
Most GUI Toolkits provide an interface to select; we will discuss the X Intrinsics (“Xt”) library later in this chapter.

从串行端口选择输入
虽然简单的程序可以通过poll串口或者等待串口数据到来读取串口，大多数的程序却并不这么简单，有时候需要处理来自多个源的输入。
UNIX 通过 select(2) 系统调用提供了这种能力。这个系统调用允许你的程序从一个或多个文件描述符获取输入/输出或者错误信息。文件描述符可以指向串口，普通文件，其他设备，管道，或者socket 。你可以查询待处理的输入，等待不确定的输入，或者在一指定的超时到达后超时退出，这些都使得 select 系统调用非常的灵活。
大多数的 GUI 工具提供一个借口指向 select，我们会在本章后面的部分讨论 X Intrinsics 库(“Xt”)。
The SELECT System Call
The select system call accepts 5 arguments:
int select(int max_fd, fd_set *input, fd_set *output, fd_set *error, struct timeval *timeout);
The max_fd argument specifies the highest numbered file descriptor in the input, output, and error sets. The input, output, and error arguments specify sets of file descriptors for pending input, output, or error conditions; specify NULL to disable monitoring for the corresponding condition. These sets are initialized using three macros:
FD_ZERO(fd_set);
FD_SET(fd, fd_set);
FD_CLR(fd, fd_set);
The FD_ZERO macro clears the set entirely. The FD_SET and FD_CLR macros add and remove a file descriptor from the set, respectively.
The timeout argument specifies a timeout value which consists of seconds (timeout.tv_sec) and microseconds (timeout.tv_usec). To poll one or more file descriptors, set the seconds and microseconds to zero. To wait indefinitely specify NULL for the timeout pointer.
The select system call returns the number of file descriptors that have a pending condition, or -1 if there was an error.

SELECT 系统调用
Select 系统调用可以接受 5 个参数：

int select(int max_fd, fd_set *input, fd_set *output, fd_set *error, struct timeval *timeout);

参数 max_fd 定义了所有用到的文件描述符（input, output, error集合）中的最大值。
参数 input, output, error 定义了待处理的输入，输出，错误情况；置 NULL 则代表不去监查相应的条件。这几个集合用三个宏来进行初始化
FD_ZERO(fd_set);
FD_SET(fd, fd_set);
FD_CLR(fd, fd_set);
宏 FD_ZERO 清空整个集合； FD_SET 和 FD_CLR 分别从集合中添加、删除文件描述符。
参数 timeout 定义了一个由秒（timeout.tv_sec）和毫秒（timeout.tv_usec）组成的一个超时值。要查询一个或多个文件描述符，把秒和毫秒置为 0 。要无限等待的话就把 timeout 指针置 NULL 。
select 系统调用返回那个有待处理条件的文件描述符的值，或者，如果有错误发生的话就返回 -1。

Using the SELECT System Call
Suppose we are reading data from a serial port and a socket. We want to check for input from either file descriptor, but want to notify the user if no data is seen within 10 seconds. To do this we’ll need to use the select system call, as shown in Listing 8.

使用 select 系统调用
假设我们正在从一个串口和一个socket 读取数据。我们想确认来自各文件描述符的输入，又希望如果10秒钟内都没有数据的话通知用户。要完成这些工作，我们可以像 清单8 这样使用select系统调用：

Listing 8 – Using SELECT to process input from more than one source.
清单8 – 使用select 处理来自多个源的输入
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/time.h>
#include <sys/select.h>
int n;
int socket;
int fd;
int max_fd;
fd_set input;
struct timeval timeout; /* Initialize the input set 初始化输入集合*/
FD_ZERO(input);
FD_SET(fd, input);
FD_SET(socket, input);
max_fd = (socket > fd ? socket : fd) + 1; /* Initialize the timeout structure 初始化 timeout 结构*/
timeout.tv_sec = 10;
timeout.tv_usec = 0;
/* Do the select */
n = select(max_fd, &input, NULL, NULL, &timeout);
/* See if there was an error 看看是否有错误发生*/
if (n < 0)
perror(“select failed”);
else if (n == 0)
puts(“TIMEOUT”);
else { /* We have input 有输入进来了*/
if (FD_ISSET(fd, input))
process_fd();
if (FD_ISSET(socket, input))
process_socket();
}

You’ll notice that we first check the return value of the select system call. Values of 0 and -1 yield the appropriate warning and error messages. Values greater than 0 mean that we have data pending on one or more file descriptors.
To determine which file descriptor(s) have pending input, we use the FD_ISSET macro to test the input set for each file descriptor. If the file descriptor flag is set then the condition exists (input pending in this case) and we need to do something.

你会发现，我们首先检查select系统调用的返回值。如果是 0 和 -1 则表示相应的警告和错误信息。大于 0 的值代表我们在一个或多个文件描述符上有待处理的数据。
要知道是哪个文件描述符有待处理的输入，我们要使用 FDISSET 宏来测试每个文件描述符的输入集合。如果文件描述符标志被设置了，则符合条件（这时候就有待处理的输入了）我们需要进行一些操作。

Using SELECT with the X Intrinsics Library
The X Intrinsics library provides an interface to the select system call via the XtAppAddInput(3x) and XtAppRemoveInput(3x) functions:
int XtAppAddInput(XtAppContext context, int fd, int mask, XtInputProc proc, XtPointer data);
void XtAppRemoveInput(XtAppContext context, int input);
The select system call is used internally to implement timeouts, work procedures, and check for input from the X server. These functions can be used with any Xt-based toolkit including Xaw, Lesstif, and Motif.
The proc argument to XtAppAddInput specifies the function to call when the selected condition (e.g. input available) exists on the file descriptor. In the previous example you could specify the process_fd or process_socket functions.
Because Xt limits your access to the select system call, you’ll need to implement timeouts through another mechanism, probably via XtAppAddTimeout(3x).

在X Intrinsics library 中使用select
X Intrinsics library 提供了一个接口，通过 XtAppAddInput(3x) 和 XtAppRemoveInput(3x) 函数来使用 select 系统调用。
int XtAppAddInput(XtAppContext context, int fd, int mask, XtInputProc proc, XtPointer data);
void XtAppRemoveInput(XtAppContext context, int input);
select 系统调用是用来实现内部的超时，工作过程，并且检查来自 X Server 的输入。这些函数可以在任何 基于Xt 的工具上使用，包括Xaw, Lesstif, 和 Motif。
XtAppAddInput 的参数 proc 定义了当某一个文件描述符上的select条件满足时函数的调用（比如有输入进来）。在之前的例子里，你可以定义process_fd 或 processs_socket 函数。
由于 Xt 限制了你对 select 系统调用的访问，你需要通过其他机制实现超时，可以通过 XtAppAddTimeout(3x)。

Carol: 已获原作者简体中文翻译授权。
为避免重复劳动，愿意参与翻译的朋友请直接与我联系 puccacarol AT hotmail DOT com
原文名称：Serial Programming Guide for POSIX Operating Systems
<http://www.easysw.com/~mike/serial/>
此翻译为初稿，语言较粗糙，不断完善中。。。 欢迎大家提出宝贵意见。

可以使用以下命令来清空squid的缓存：

代码:
/usr/bin/wget -O squid.log -S –header=”ragma: no-cache”  url

代码:

squidclient -m PURGE -p 80 “http://you.video.sina.com.cn/index.html”

代码:

http://www.cdn.com/api/purge.php?action=purge&host=61.55.111.111&url=http://www.md5.cn/

一款老外的程序，可以批量清除某类URL的Squid缓存，支持正则表达式。

　　下载网址：http://www.wa.apana.org.au/~dean/squidpurge/

　　编译：
代码:
wget http://www.wa.apana.org.au/~dean … 20040201-src.tar.gz
tar zxvf purge-20040201-src.tar.gz
cd purge
make
　　清除Squid缓存示例：
　　1、清除 URL 以“.mp3”结尾的缓存文件（例如 http://www.s135.com/abc.mp3、http://www.s135.com/01/a.mp3）
代码:
./purge -p localhost:80 -P 1 -se ‘\.mp3$’
　　2、清除URL中包含s135.com的所有缓存：
代码:
./purge -p localhost:80 -P 1 -se ‘s135.com’
　　我喜欢将程序推到后台去执行，让它慢慢地去清Squid缓存，同时将输出内容记录到purge.log文件：
代码:
./purge -p localhost:80 -P 1 -se ‘s135.com’ > purge.log 2>&1

　Squid web缓存加速软件目前已经是新浪、搜狐、网易等各大网站广泛应用。Squid会在设置的缓存目录下建立多个目录，每一个目录下又建立多个目录，然后才在最里层的目录中存放缓存文件（object）。squid会根据用户请求网页的URL进行哈希，生成缓存文件，存放在某一个目录中。squid启动之后，将在内存中建立一个哈希表，记录硬盘中缓存文件配置的情形。

　　对于类似http://you.video.sina.com.cn/index.html之类的网页，squid只会生成一个缓存文件。可以用squid附带的squidclient工具清除：

代码:
squidclient -m PURGE -p 80 “http://you.video.sina.com.cn/index.html”
　　而对于带有参数的网页，例如新浪播客的Flash播放器http://vhead.blog.sina.com.cn/pl … 9852&uid=1278987704，因“?”后面的参数不同，导致URL也不同，squid会生成多个缓存文件，哈希分散存放在不同的目录。如果修改了这个outer_player.swf文件，要更新squid缓存就要去清除不同目录下及内存中的很多个缓存文件，十分麻烦，于是我编写了一个Linux下的shell脚本，去完成这件麻烦的事：

　　脚本文件名：clear_squid_cache.sh（8月2日修正了UC网友“城市中的寂寞”反馈的BUG）

代码:
#!/bin/sh
squidcache_path=”/data1/squid/var/cache”
squidclient_path=”/usr/local/squid/bin/squidclient”
grep -a -r $1 $squidcache_path/* | strings | grep “http:” | awk -F’http:’ ‘{print “http:”$2;}’ > cache_list.txt
for url in `cat cache_list.txt`; do
$squidclient_path -m PURGE -p 80 $url
done
　　注意：请赋予clear_squid_cache.sh可执行权限（命令：chmod +x ./clear_squid_cache.sh）。请确保脚本所在目录可写。

　　设置：
　　squidcache_path= 表示squid缓存目录的路径
　　squidclient_path= 表示squidclient程序所在的路径，默认为squid安装目录下的bin/squidclient

　　用法：
　　1、清除所有Flash缓存（扩展名.swf）：
　　
代码:
./clear_squid_cache.sh swf
　　2、清除URL中包含sina.com.cn的所有缓存：
　　
代码:
./clear_squid_cache.sh sina.com.cn
　　3、清除文件名为zhangyan.jpg的所有缓存：
　　
代码:
./clear_squid_cache.sh zhangyan.jpg
　　效率：
　　经测试，在DELL 2950上清除26000个缓存文件用时2分钟左右。平均每秒可清除缓存文件177个。

我们知道GUI应用程序都是事件驱动的。这些事件大部分都来自于用户，比如键盘事件、鼠标事件或笔点事件。还有一些事件来自于系统内部，比如定时事件、socket事件和其它文件事件等等。在没有任何事件的情况下，应用程序处于睡眠状态。

因为这种事件驱动机制，GUI应用程序都毫无例外的需要一个主循环(main loop)。主循环(main loop)控制应用程序什么时候进入睡眠状态，什么时候被唤醒。主循环实现得好，应用程序才能工作正常又省电。

Win32 GUI应用程序的主循环是我们比较熟悉的，其大致如下：

在这个主循环中，它不断的从消息队列中提取消息，然后分发给消息的目标(通常是窗口)，直到GetMessage返回FALSE（收到WM_QUIT消息，一般调用PostQuitMessage）为止，如果队列中没有消息，应用程序就进入睡眠状态。这种方法简单明了，缺陷也是明显的，它只能挂在消息队列上，而不能同时挂在多个事件源上(如管道和socket等)。要挂在多个事件源上，需要使用其它方式，比如用WaitForMultipleObjects，那就比较麻烦了。

而在GTK+应用程序中，其主循环(main loop)更加简单，但是非常的不明了：

不少人用GTK+写了很长时间的程序，还是觉得这行代码很神秘，不知道里面到底干了什么。本文试图分析一下gtk_main的工作原理：

gtk_main主要是对glib的main loop的包装，基本上分为三步：

1. 调用初始化函数。

2. 进入glib main loop

3. 调用~初始化函数。

所以弄清楚glib main loop之后，gtk_main的实现也就尽收眼底了，本文重点分析glib的main loop的实现。main loop使用模式大致如下：

g_main_loop_new创建一个main loop对象，一个main loop对象只能被一个线程使用，但一个线程可以有多个main loop对象。在GTK+应用中，一个线程使用多个main loop的主要用途是实现模态对话框，它在gtk_dialog_run函数里创建一个新的main loop，通过该main loop分发消息，直到对话框关闭为止。

g_main_loop_run则是进入主循环，它会一直阻塞在这里，直到让它退出为止。有事件时，它就处理事件，没事件时就睡眠。

g_main_loop_quit则是用于退出主循环，相当于Win32下的PostQuitMessage函数。

Glib main loop的最大特点就是支持多事件源，使用非常方便。来自用户的键盘和鼠标事件、来自系统的定时事件和socket事件等等，还支持一个称为idle的事件源，其主要用途是实现异步事件。Main loop的基本组成如下图所示：

GMainLoop的主要部件是GMainContext，GMainContext可以在多个GMainLoop间共享，但要求这些GMainLoop都在同一个线程中运行，前面提到的模态对话框就属于这一类。GMainContext通常由多个GSource组成，GSource是事件源的抽象，任何事件源，只要实现GSource规定的接口，都可以挂到GMainContext中来。

GSource的接口函数有：

1. gboolean (*prepare) (GSource *source, gint *timeout_);进入睡眠之前，在g_main_context_prepare里，mainloop调用所有Source的prepare函数，计算最小的timeout时间，该时间决定下一次睡眠的时间。

2. gboolean (*check) (GSource *source); poll被唤醒后，在g_main_context_check里，mainloop调用所有Source的check函数，检查是否有Source已经准备好了。如果poll是由于错误或者超时等原因唤醒的，就不必进行dispatch了。

3. gboolean (*dispatch) (GSource*source, GSourceFunc callback,gpointer user_data); 当有Source准备好了，在g_main_context_dispatch里，mainloop调用所有Source的dispatch函数，去分发消息。

4. void (*finalize) (GSource *source); 在Source被移出时，mainloop调用该函数去销毁Source。

Main loop的工作流程简图如下：

下面我们看看几个内置Source的实现机制：

Idle 它主要用实现异步事件，功能类似于Win32下的PostMessage。但它还支持重复执行的特性，根据用户注册的回调函数的返回值而定。

1. g_idle_prepare把超时设置为0，也就是即时唤醒，不进入睡眠状态。

2. g_idle_check 始终返回TRUE，表示准备好了。

3. g_idle_dispatch 调用用户注册的回调函数。

Timeout 它主要用于实现定时器，支持一次定时和重复定时，根据用户注册的回调函数的返回值而定。

1. g_timeout_prepare 计算下一次的超时时间。

2. g_timeout_check 检查超时时间是否到了，如果到了就返回TRUE，否则返回FALSE。

3. g_timeout_dispatch调用用户注册的回调函数。

线程可以向自己的mainloop中增加Source，也可以向其它线程的mainloop增加Source。向自己的mainloop中增加Source时，mainloop已经唤醒了，所以不会存在什么问题。而向其它线程的mainloop增加Source时，对方线程可能正挂在poll里睡眠，所以要想法唤醒它，否则Source可能来不及处理。在Linux下，这是通过wake_up_pipe管道实现的，mainloop在poll时，它除了等待所有的Source外，还会等待wake_up_pipe管道。要唤醒poll，调用g_main_context_wakeup_unlocked向wake_up_pipe里写入字母A就行了。

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。

回页首

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 0x0c00,0000 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

今天在网上看相关的评论(GO)时看到的，我还没有测，据论坛(GO)上的人说还有一些小 BUG ？不过发帐日期是９月份的了。

目录：
1. Basic Instructions /基本指令
2. wget /下载工具
3. Crontab /定时任务
4. tar/tar.gz /压缩文件
5. vi /编辑器

[最后更新: 2006-03-11]

1. Basic Instructions基本操作命令
通常来说，使用”$[Instructions] –help”可以获得以下各个命令[instructions]的帮助，包含其参数列表的定义。

-ls 列出当前文件夹下所有内容
$ls -o 列出当前文件夹中所有内容，含详细信息，但不列出group
$ls -l 同上，含group信息
$ls -a 列出当前文件夹中所有内容，包含以”.”开头的文件
$ls -t 按更改时间排序
$ls -v 按版本先后排序

-cd [dir] 进入文件夹

-pwd 显示当前路径

-mkdir [dir] 新建文件夹

-chmod 更改文件/文件夹权限
$chmod [Mode] [dir]，其中Mode形如”755″或”777″等。
$chmod [Mode] [file]
$chmod -R [Mode] [dir]，递归形式，即将目标文件夹内所有文件均改变权限
Mode还有另一种表达方式，”755″即为”-rwxr-xr-x”，不列举了。

-rm [file] 删除文件/文件夹
$rm -f [file] 强行删除，忽略不存在的文件，无提示
$rm -r [file] 递归删除所有内容

-cp 拷贝
$cp [options] [source] [destination]
其中[options]可以为-f（强行拷贝）或-r（递归拷贝）

-mv 重命名或移动
$mv [options] [source] [destination]
[options]常用：-f(强行移动/重命名), -i(移动/重命名前尝试), -u(更新)
例如
$mv wwwroot/cgi-bin . 将/cgi-bin目录移动到当前目录下
$mv cronfile.txt myfile.txt 将cronfile.txt重命名为myfile.txt

2. wget下载工具
wget是一种非交互式的网络文件下载工具，在linux下可以使用该工具快速地从网络上下载所需要的文件而不需要经由本地硬盘中转，而且速度极快。以下是一些使用方法：

wget [参数列表] URL

最简单的用法:
$wget http://targetdomain.com/file.tar

wget的常用参数：
· -t [nuber of times]：尝试次数，当wget无法与服务器建立连接时，尝试连接多少次。比如”-t120″表示尝试120次。当这一项为”0″的时候，指定尝试无穷多次直到连接成功为止，这个设置非常有用，当对方服务器突然关机或者网络突然中断的时候，可以在恢复正常后继续下载没有传完的文件；

· -c：断点续传，这也是个非常有用的设置，特别当下载比较大的文件的时候，如果中途意外中断，那么连接恢复的时候会从上次没传完的地方接着传，而不是又从头开始，使用这一项需要远程服务器也支持断点续传，一般来讲，基于UNIX/linux的Web/FTP服务器都支持断点续传；

· -T [number of seconds]：超时时间，指定多长时间远程服务器没有响应就中断连接，开始下一次尝试。比如”-T120″表示如果120秒以后远程服务器没有发过来数据，就重新尝试连接。如果网络速度比较快，这个时间可以设置的短些，相反，可以设置的长一些，一般最多不超过900，通常也不少于60，一般设置在120左右比较合适；

· -w [number of seconds]：在两次尝试之间等待多少秒，比如”-w 100″表示两次尝试之间等待100秒；

· -nd：不下载目录结构，把从服务器所有指定目录下载的文件都堆到当前目录里；

· -x：与”-nd”设置刚好相反，创建完整的目录结构，例如”wget -nd http://www.gnu.org/ “，实际的目录结构一级一级建下去，直到所有的文件都传完为止；

· -nH：不创建以目标主机域名为目录名的目录，将目标主机的目录结构直接下到当前目录下；

· -r：递归下载，在本机建立服务器端目录结构；

· -l [depth]：下载远程服务器目录结构的深度，例如”-l 5″下载目录深度小于或者等于5以内的目录结构或者文件；

· -m：做站点镜像时的选项，如果你想做一个站点的镜像，使用这个选项，它将自动设定其他合适的选项以便于站点镜像；

· -np：只下载目标站点指定目录及其子目录的内容。这也是一个非常有用的选项，我们假设某个人的个人主页里面有一个指向这个站点其他人个人主页的连接，而我们只想下载这个人的个人主页，如果不设置这个选项，甚至–有可能把整个站点给抓下来，这显然是我们通常不希望的；

· –http-user=username
· –http-passwd=password：如果Web服务器需要指定用户名和口令，用这两项来设定；

· -O 将数据写入文件中。

3. Crontab 定时执行任务

在DreamHost系统下, 通过Shell可以建立自己的crontab. 具体使用如下:
使用支持shell登录的终端(如fterm或putty), 地址栏输入username@qiran.org:22即可以SSH方式登录至服务器.

常用的crontab命令:
crontab -l 显示所有现存cron job.

crontab -r 删除当前cron jobs.

crontab -e 编辑当前 “crontab file”. DH推荐使用nano

注意你的crontab包含所有的cron jobs, 每个cron一行, 断行结尾. 一个正常的cron如下所示:
45 2 * * * /home/user/script.pl

第一个数字是每小时的第几分钟,
第二个数字是每天的第几小时,
第三个数字是每月的第几天,
第四个数字是每年的第几月,
第五个数字是每周的第几天.

使用方式例如:
32 * * * * : 表示每小时的第32分钟.
12,42 * * * * : 表示每小时的第12及第42分钟两次
*/15 */2 * * *: 表示0:00, 0:15, 0:30, 0:45, 2:00, 2:15, 2:30, …
43 18 * * 7: 表示每个周日的6:43pm运行命令行.

在DreamHost下使用nano编辑完文件后，使用ctrl+o保存，ctrl+x退出编辑。

4. tar命令
tar命令的使用方法如下：

tar [参数列表] [文件名]

参数列表：
-c 生成新的备份，并同时覆盖旧的备份文件
-x 从备份文件中解压缩
-t 列出备份文件内的文件目录
-v 显示所有被操作文件列表
-f 在指定位置生成备份
-u 将不存在于备份中的文件，或将已经被更改的文件加入该备份中。

举例说明：
tar cvf filename.tar /*制作备份*/
tar cvf tarfile.tar ./filename /*将filename的文件备份到tarfile.tar里面*/
tar tvf filename.tar /*列出tar文档的内容*/
tar xvf filename.tar /*从tar文档中导出文件*/
tar zxpvf filename.tar.gz /*从tar.gz文档中导出文件*/
tar zxvf filename.tar.gz /*同上*/
tar xvf tarfile.tar ./filename /*导出tar文件中的单个文件*/

5. vi编辑器
Linux下很易用的一种编辑器，只需要稍微知道几个指令即可应用。

打开vi：
$vi [filename]：打开或新建文件，并将光标置于第一行首
$vi +n [filename] ：打开文件，并将光标置于第n行首
$vi + [filename] ：打开文件，并将光标置于最后一行首
$vi +/pattern [filename]：打开文件，并将光标置于第一个与pattern匹配的串处
$vi -r [filename] ：在上次正用vi编辑时发生系统崩溃，恢复filename
$vi [filename]….[filename] ：打开多个文件，依次编辑

如果filename不存在，则自动生成一个名字filename的新文件。

vi共有两种状态：命令状态/编辑状态

编辑状态下：
第一次按下insert键为”insert”模式，再按一下为”replace”模式，使用ESC返回命令状态；
在此状态下键盘的PgUp/PgDn/Insert/Delete/Home/End/方向键，均处于正常功能状态。

命令状态下：
输入的字符串作为命令处理，使用”insert”键切换到编辑状态；
以下是命令状态下的命令清单：

移动光标类命令
h ：光标左移一个字符
l ：光标右移一个字符
space：光标右移一个字符
Backspace：光标左移一个字符
k或Ctrl+p：光标上移一行
j或Ctrl+n ：光标下移一行
Enter ：光标下移一行
w或W ：光标右移一个字至字首
b或B ：光标左移一个字至字首
e或E ：光标右移一个字j至字尾
) ：光标移至句尾
( ：光标移至句首
}：光标移至段落开头
{：光标移至段落结尾
nG：光标移至第n行首
n+：光标下移n行
n-：光标上移n行
n$：光标移至第n行尾
H ：光标移至屏幕顶行
M ：光标移至屏幕中间行
L ：光标移至屏幕最后行
0：（注意是数字零）光标移至当前行首
$：光标移至当前行尾

屏幕翻滚类命令
Ctrl+u：向文件首翻半屏
Ctrl+d：向文件尾翻半屏
Ctrl+f：向文件尾翻一屏
Ctrl＋b；向文件首翻一屏
nz：将第n行滚至屏幕顶部，不指定n时将当前行滚至屏幕顶部。

插入文本类命令
i ：在光标前
I ：在当前行首
a：光标后
A：在当前行尾
o：在当前行之下新开一行
O：在当前行之上新开一行
r：替换当前字符
R：替换当前字符及其后的字符，直至按ESC键
s：从当前光标位置处开始，以输入的文本替代指定数目的字符
S：删除指定数目的行，并以所输入文本代替之
ncw或nCW：修改指定数目的字
nCC：修改指定数目的行

删除命令
ndw或ndW：删除光标处开始及其后的n-1个字
do：删至行首
d$：删至行尾
ndd：删除当前行及其后n-1行
x或X：删除一个字符，x删除光标后的，而X删除光标前的
Ctrl+u：删除输入方式下所输入的文本

搜索及替换命令 :
/pattern：从光标开始处向文件尾搜索pattern
?pattern：从光标开始处向文件首搜索pattern
n：在同一方向重复上一次搜索命令
N：在反方向上重复上一次搜索命令
：s/p1/p2/g：将当前行中所有p1均用p2替代
：n1,n2s/p1/p2/g：将第n1至n2行中所有p1均用p2替代
：g/p1/s//p2/g：将文件中所有p1均用p2替换

选项设置
all：列出所有选项设置情况
term：设置终端类型
ignorance：在搜索中忽略大小写
list：显示制表位(Ctrl+I)和行尾标志（$)
number：显示行号
report：显示由面向行的命令修改过的数目
terse：显示简短的警告信息
warn：在转到别的文件时若没保存当前文件则显示NO write信息
nomagic：允许在搜索模式中，使用前面不带“\”的特殊字符
nowrapscan：禁止vi在搜索到达文件两端时，又从另一端开始
mesg：允许vi显示其他用户用write写到自己终端上的信息

最后行方式命令
：n1,n2 co n3：将n1行到n2行之间的内容拷贝到第n3行下
：n1,n2 m n3：将n1行到n2行之间的内容移至到第n3行下
：n1,n2 d ：将n1行到n2行之间的内容删除
：w ：保存当前文件
：e filename：打开文件filename进行编辑
：x：保存当前文件并退出
：q：退出vi
：q!：不保存文件并退出vi
：!command：执行shell命令command
：n1,n2 w!command：将文件中n1行至n2行的内容作为command的输入并执行之，若不指
定n1，n2，则表示将整个文件内容作为command的输入
：r!command：将命令command的输出结果放到当前行 。