Something in Ours

Chapter 1 Welcome to Design Patterns: an introduction OO Basics: Abstraction Encapsulation Polymorphism Inheritance OO Principles: Encapsulate what varies. Favor composition over inheritence. Program to interfaces, not implementations. OO Patterns: Strategy - defined a family of algorithms, encapsulates each once, and makes them interchangeable. Strategy lets the algorithm vary independently from clients that use it. Chapter 2 Keeping your Objects in the know: the Observer Pattern OO Principles: Strive for loosely coupled designs between objects that interact. OO Patterns: Observer - defines a one-to-many dependency between objects so that when one object changes state, all its dependents are notified and updated automatically. Chapter 3 Decorating Objects: the Decorator Pattern OO Principles: Classes should be open for extension but closed for modification. OO Patterns: Decorator - Attach additional responsibilities to an objec...

根據 文件 ，Doctrine 有 Pessimistic Lock，又分為兩種： LockMode::PESSIMISTIC_WRITE：對應至 MySQL 的 Select FOR UPDATE LockMode::PESSIMISTIC_READ：對應至 MySQL 的 Select LOCK IN SHARE MODE 差別在於 LOCK IN SHARE MODE 會將在 row 的資料鎖定(row-level lock)，在非同一交易(Transaction)下，不給寫入，其他交易可以讀取， 且可以繼續 Select LOCK IN SHARE MODE 。而 FOR UPDATE 不僅鎖定該資料，在非同一交易下，不給寫入，其它交易可以讀取， 但不能 Select LOCK IN SHARE MODE 。MySQL 文件有更詳細的比較與情境使用的說明，參考 網址 。 現在問題是，我們要完全採用 ORM 來處理資料。Doctrine 的文件提到 EntityManager::find 可以採用 Pessimistic Lock， 但 find 是透過 id 來處理 。而其他 find 系列函數（包括：findAll, findBy, findOneBy）皆不支援 LockMode。 因此，勢必要有方法來「透過非 id 來使用 Pessimistic Lock」。透過查看原始碼，簡單的方法是有的，解法之範例如下： 19 public function depositAction() 20 { 21 22 $em = $this->getDoctrine()->getManager(); 23 24 $em->transactional(function ($em) { 25 $entityName = 'AcmeTrainingBundle:Account'; 26 $lockMode = LockMode::PESSIMISTIC_READ; 27 $orderBy = null; 28 $...

全文轉貼自： http://xyz.cinc.biz/2013/05/mysql-transaction.html   (XYZ的筆記本) ---------------------------------------------------------------------------------------------------------- 資料庫的交易(Transaction)功能，能確保多個 SQL 指令，全部執行成功，或全部不執行，不會因為一些意外狀況，而只執行一部份指令，造成資料異常。 MySQL 常用的兩個資料表類型：MyISAM、InnoDB， MyISAM  不支援交易功能，所以以下的整理，均是針對 InnoDB  而言。 交易功能4個特性 (ACID)  Atomicity (原子性、不可分割)：交易內的 SQL 指令，不管在任何情況，都只能是全部執行完成，或全部不執行。若是發生無法全部執行完成的狀況，則會回滾(rollback)到完全沒執行時的狀態。 Consistency (一致性)：交易完成後，必須維持資料的完整性。所有資料必須符合預設的驗證規則、外鍵限制...等。 Isolation (隔離性)：多個交易可以獨立、同時執行，不會互相干擾。這一點跟後面會提到的「隔離層級」有關。 Durability (持久性)：交易完成後，異動結果須完整的保留。 開始進入交易模式 SQL 指令： START TRANSACTION  或  BEGIN 結束交易模式 交易完成：使用  COMMIT  儲存所有變動，並結束交易。 交易過程異常：使用  ROLLBACK  回滾，取消交易，還原到未進行交易的狀態。(若交易過程連線中斷，沒 COMMIT 提交的變更，亦會如同執行 ROLLBACK 取消交易) 儲存點 (SAVEPOINT) 交易過程中，可標示多個不同的儲存點，有需要時可 ROLLBACK 到某個儲存點。 建立儲存點： SAVEPOINT 名稱 刪除儲存點： RELEASE SAVEPOINT 名稱 ROLLBACK 到某個儲存點： ROLLBACK TO SAVEPOINT 名稱 如...

步驟 使用 fdisk 等工具查看硬碟的分區情況，確定要裝到哪個分區，記下分區的首磁區磁區號 $ bximage -q -hd -mode=flat -size=120 120m.img $ fdisk 120m.img 磁碟 120m.img: 125 MB，125411328 位元組 255 磁頭，63 磁區/磁軌，15 磁柱，總計 244944 磁區 單位 = 磁區 之於 1 * 512 = 512 位元組 磁區大小 (邏輯/實體)：512 位元組 / 512 位元組 I/O 大小 (最小/最佳化)：512 位元組 / 512 位元組 磁碟識別碼：0x00000000

grub 系統已經在硬碟上順利執行了，我們仍然可以改進，讓它支持多重開機，採用現有的 grub 即可。 首先，先將開機磁區裝到 Orange'S 分區的開機磁區： dd if=boot/hdboot.bin of=$(HD) seek=`echo "obase=10;ibase=16;\`egrep -e '^ROOT_BASE' boot/include/load.inc | sed -e 's/.*0x//g'\`*200" | bc` bs=1 count=446 conv=notrunc dd if=boot/hdboot.bin of=$(HD) seek=`echo "obase=10;ibase=16;\`egrep -e '^ROOT_BASE' boot/include/load.inc | sed -e 's/.*0x//g'\`*200+1FE" | bc` skip=510 bs=1 count=2 conv=notrunc 並重新編譯（此時，硬碟 80m.img 的開機磁區還是 Orange'S 的開機磁區，可是在 80m.img5 的開機磁區也有 Orange'S 的開機磁區）。

關於Linux系統下Grub啟動流程的討論總結 轉貼來源： http://www.test104.com/tw/tech/603.html  全世界linuxer都知道grub是什麼東西，但對於MBR引導到grub再引導到具體作業系統的這個流程可能有不少朋友就比較迷糊了。這不，cu上一位朋友就發出了這樣一個求助貼： 　　 假如現在一台電腦上裝了WIN2000系統，那麼我現在在裝上LINUX系統和GRUB，那麼假如把GRUB裝在主分區的話，GRUB直接引導 LINUX和WIN2000，我是可以理解的，因為MBR中是GRUB的STAGE1（對不對呢？），MBR通過檢查DPT分區資訊引導系統跳轉至DBR （活動分區），我這裏想問的活動分區是什麼時候設的呢？那麼裝GRUB到MBR裏，那原來MBR中的WIN的引導資訊是怎麼處理的呢？是不是我們假如說裝 GRUB到MBR的時候，GRUB就把GRUB所在那個區設置為了活動分區了呢？然後GRUB引導時候，MBR就找到那個活動分區找到所需要的檔，然後繼續呢？假如說把GRUB裝到其他分區（非主引導區）的話，那是怎麼樣實現GRUB先啟動的呢？不是先MBR嗎？因為裝到了其他分區，沒有改主引導區，因此主引導區還是WIN2000的引導資料啊，怎麼會GRUB先啟動了呢？這是為什麼呢？跟活動分區有關係沒有呢？我看資料上寫的是哪個系統啟動哪個系統就是活動分區，可是那樣的話，似乎就解釋不通了啊，就是最最開始這個地方一直不懂，理不清楚。

我們要將 Orange'S 安裝到硬碟上，並實現硬碟啟動。 回憶軟碟啟動的過程： BIOS 將開機磁區讀入記憶體 0000:7C00 處 跳轉到 0000:7C00 處開始執行開機程式碼 開機程式碼從軟碟中找到 loader.bin，並將其讀入記憶體 跳轉到 loader.bin 開始執行 loader.bin 從軟碟中找到 kernel.bin，並將其讀入記憶體 跳轉到 kernel.bin 開始執行，到此可認為啟動過程結束 系統執行中 第 1 步中，係由 CMOS 來決定。第 3 步和第 5 步中， 軟碟啟動：程式碼將在軟碟中尋找 loader.bin 和 kernel.bin 硬碟啟動：需要讓開機磁區程式碼從硬碟中尋找 loader.bin 並讓 loader 從硬碟中尋找 kernel.bin 故我們必須重寫 boot.asm 和 loader.asm，讓它們讀取硬碟而不是軟碟。新的檔我們取名為 hdboot.asm 和 hdldr.asm。

問題一：我們的系統每次啟動都是「全新」的，上次建立的文件到下一次啟動就不見了。 問題二：每次都會執行一次解開 cmd.tar 的操作。 問題三：再一次解壓縮時，可能已有包含的檔案了

有了 fork() 和 exec()，我們可以實現簡單的 shell 了。目前只實現一種功能：讀取命令並執行之（如果命令存在的話）。

exec 係用以將現在的處理序映射替換成另一個。亦即我們可從硬碟讀取另一個可執行檔，用它替換掉剛剛被 fork 出來的子處理序。 為測試 exec，勢必先有一個簡單的可執行檔（echo）。因此，我們將製作一個類似於 C 的 Run-time：把過去可供給應用程式使用的函數單獨連結成一個檔，以後直接連結即可。 目前包括： 兩個真正的系統使用 sendrec 和 printx lib/syscall.asm 字串操作 memcopy、memset、strcpy、strlen lib/string.asm FS 的介面 lib/open.c lib/read.c lib/write.c lib/close.c lib/unlink.c MM 的介面 lib/fork.c lib/exit.c lib/wait.c SYS 的介面 lib/getpid.c 其他 lib/misc.c lib/vsprintf.c lib/printf.c 將以上檔案單獨連結成一個檔：oragescrt.a ar rcs lib/orangescrt.a lib/syscall.asm lib/string.asm \ lib/open.c lib/read.c lib/write.c lib/close.c lib/unlink.c \ lib/fork.c lib/exit.c lib/wait.c \ lib/getpid.c \ lib/misc.c lib/vsprintf.c lib/printf.c 並寫一個最簡單的 echo（與 pwd）。 最後，想「安裝」一些應用程式到我們的檔案系統中，有如下工作： 編寫應用程式，並編譯連結 將連結好的應用程式打成一個 tar 包：inst.tar 將 inst.tar 用工具 dd 寫入磁片（映射）的某段特定磁區（假設這一段的第一個扇區的磁區號為 X） 啟動系統，這時 mkfs() 會在檔案系統中建立一個新檔 cmd.tar，它的 inode 中的 i_start_sect 成員會被設為 X 在某個處理序中－比如 Init－將 cmd.tar 解包，將其中包含的檔存入文件系統

前由 我有全區的電話資料，問題在於我要依不同里別來製作出電話簿。結果如下圖： 單純採用合併列印無法達成我的需求。解決方法係用「功能變數」儲存上一個里別，與現在里別進行比較：若不同，則換頁。不過，這樣功能變數還蠻長的。最後，我還是採用 C# 來解決。 解決方案 用 C# 控制 WORD 中合併列印的「資料來源 Data Source」，給予不同里別的「sqlstatement」。迴圈處理不同的里別即可。但可預見其處理過程會很慢，不過還好，我可以不用在意它，有跑出結果即可。 程式碼 IList<string> areas = new List<string>() { "後壁", "侯伯", "嘉苳", "土溝", "嘉田", "嘉民", "菁豊", "崁頂", "後廍", "墨林", "菁寮", "新嘉", "頂長", "平安", "仕安", "竹新", "新東", "長安", "頂安", "福安", "烏樹" }; string root = @"D:\"; // 根目錄 string data = root + @"\data.docm"; // 資料檔（即資料來源） string template = root + @"\template.docx"; // 已設定好格式與合併欄位的 Word 檔 string output = @"d:\Final"; // 輸出之資料夾 object oMissing = System.Reflection.Missing.Va...

假設處理序 P 有子處理序 A。而 A 使用 exit()，那麼 MM 將會： 告訴 FS：A 退出，請作相應處理 釋放 A 佔用的記憶體 判斷 P 是否正在 WAITING 如果是 清除 P 的 WAITING 位 向 P 發送訊息以解除阻塞（到此 P 的 wait() 函數結束） 釋放 A 的處理序表項（到此 A 的 exit() 函數結束） 如果否 設定 A 的 HANGING 位 瀏覽 proc_table[]，如果發現 A 有子處理序 B，那麼 將 Init 處理序設定為 B 的父處理序（換言之，將 B 過繼給 Init） 判斷是否滿足 Init 正在 WAITING 且 B 正在 HANGING 如果是 清除 Init 的 WAITING 位 向 Init 發送訊息以解除阻塞（到此 Init 的 wait() 函數結束） 釋放 B 的處理序表項（到此 B 的 exit() 函數結束） 如果否 如果 Init 正在 WAITING 但 B 並沒有 HANGING，那麼「握手」會在將來 B 使用 exit() 時發生 如果 B 正在 HANGING 但 Init 並沒有 WAITING，那麼「握手」會在將來 Init 使用 wait() 時發生 如果 P 使用 wait()，那麼 MM 將會： 瀏覽 proc_table[]，如果發現 A 是 P 的子處理序，並且它正在 HANGING，那麼 向 P 發送訊息以解除阻塞（到此 P 的 wait() 函數結束） 釋放 A 的處理序表項（到此 A 的 exit() 函數結束） 如果 P 的子處理序沒有一個再 HANGING，則 設 P 的 WAITING 位 如果 P 壓根兒沒有子處理序，則 向 P 發送訊息，訊息攜帶一個表示出錯的返回值（到此 P 的 wait() 函數結束）

一個新的處理序需要： 自己的程式碼、資料、堆疊 在 proc_table[] 中佔用一個位置 在 GDT 中佔用一個位置，用以存放處理序對應的 LDT 描述符號 問題在於，第一項的程式碼、資料、堆疊從何而來？傳統上，生成一個新處理序時，係直接由某個已執行的處理序處來繼承或複製。 生成子處理序的系統使用及稱之為 fork()。

寫入 TTY 跟寫入普通檔是很類似的，不同之處在於 TTY 不需要進行任何埠操作，只是寫入顯示卡記憶體即可。而對於讀出操作，則有很大的不同。TTY 收到處理序讀出請求的訊息，並不能馬上返回資料，因為此時並沒有任何輸入，而需要使用者輸入字元，等輸入結束後，TTY才可以返回給處理序。問題在於： 怎樣是「輸入結束」：是美一次鍵盤敲擊後算結束（面向字元，Raw mode）？還是等敲 Enter 才算結果（面向行，Cooked mode）？或者其它？ 是否要讓檔案系統等待輸入過程結束？ TTY 需要馬上向檔案系統發送訊息以示返回。而檔案系統則完全應該阻塞想要得到輸入的處理序，直到輸入結束。 讀 TTY 的過程： 假設處理序 P 要求讀取 TTY，它會發送訊息給檔案系統 檔案系統將訊息傳遞給 TTY TTY 記下發出請求的處理序號等資訊後立即返回 檔案系統此時並不對 P 接觸阻塞，因為結果尚未準備好 檔案系統一如往常等待任何處理序之請求 TTY 將鍵盤輸入複製進 P 傳入的記憶體位址 一旦遇到 Enter，TTY 就告訴檔案系統，P 的請求已被滿足 檔案系統會解除對 P 的阻塞 讀取工作結束 寫 TTY 的過程： P 發訊息給檔案系統 檔案系統傳遞給 TTY TTY 受到訊息候立即將字元寫入顯示卡記憶體（保持 P 和 FS 處理序的阻塞） 完成後發訊息給檔案系統 檔案系統在發訊息給 P 整個過程結束

file descriptor 一個檔案在檔案系統中涉及五個要素： 檔案內容（資料）所佔用的磁區 i-node i-node 在 inode-map 中佔用的一位 資料磁區在 sector-map 中佔用的一位或多位 檔案在目錄中佔有的目錄項(direntry) 建立檔案 為檔案內容（資料）分配磁區 在 inode_array 中分配一個 i-node 在 inode-map 中分配一位 在 sector-map 中分配一位或多位 在相應目錄中寫入一個目錄項(direntry) 刪除檔案 釋放 inode-map 中的相應位 釋放 sector-map 中的相應位 刪除根目錄中的目錄項

前篇只是完成 DEV_OPEN，必須完成後續的 DEV_READ 和 DEV_WRITE，以利檔案的操作。 「檔案系統」需要： 有地方存放 Metadata－super block 有地方紀錄磁區的使用情況－sector map 有地方來紀錄任一檔的資訊，比如佔用哪些磁區等－i-node map、inode_array (存放真正的 i-node) 有地方存放檔的索引－root 資料區 檔案系統

請先建立一顆硬碟(80MB)，分為 1 個 primary partition, 1 個 extended partitions, 4 個 logical partitions。 而我在此處採用 VirtualBox，故需要將 raw file 轉成 vdi 格式。 $ bximage -hd -mode=flat -size=80 -q 80m.img $ fdisk 80m.img $ VBoxManage convertfromraw -format VDI 80m.img 80m.vdi 硬碟分割結果（自由切割）

採用微核心。 IPC 分為兩種： 非同步 IPC：送完訊息就不管了 同步 IPC：發送者一直等到接收者收到訊息才放手，接收者接不到訊息就一直等著。優勢如下： 作業系統無須另外維護緩衝區來存放正在傳遞的訊息 作業系統無須保留一份訊息副本 作業系統無須維護接收佇列（發送佇列還是需要的） 發送者和接收者都可在任何時刻清晰且容易第知道訊息是否送達。 假設有處理序 A 想要向 B 發送訊息 M，其過程如下： A 首先準備好 M A 透過系統使用 sendrec，最終使用 msg_send 簡單判斷是否發生鎖死 判斷目標處理序 B 是否正在等待來自 A 的訊息 如果是：訊息被複製給 B，B被解除阻塞，繼續執行 如果否：A 被阻塞，並被加入到 B 的發送佇列中 假設有處理序 B 想要接收訊息（來自特定處理序、中斷或者任意處理序），其過程如下： B 準備一個空的訊息結構體 M，用於接收訊息 B 通過系統使用 sendrec，最終使用 msg_receive 判斷 B 是否有個來自硬體的訊息（通過 has_int_msg），如果是，且 B 準備接收來自中斷的訊息或準備接收任意訊息，則馬上準備一個訊息給 B，並返回。 如果 B 想接收來自任意處理序的訊息，則從自己的發送佇列中選取締一個（如果佇列非空的話），將其訊息複製給 M 如果 B 想接收來自特定處理序 A 的訊息，則先判斷 A 是否正在等待向 B 發送訊息，若是的話，將其訊息複製給 M 如果此時沒有任何處理序發訊息給 B，B 會被阻塞

printf 使用過程示意圖 程式碼 include/const.h (修改) #define NR_SYS_CALL 2 include/global.h (新增) extern TASK user_proc_table[]; include/proc.h (修改) typedef struct s_proc { STACK_FRAME regs; /* process registers saved in stack frame */ u16 ldt_sel; /* gdt selector giving ldt base and limit */ DESCRIPTOR ldts[LDT_SIZE]; /* local descriptors for code and data */ int ticks; /* remained ticks */ int priority; u32 pid; /* process id passed in from MM */ char p_name[16]; /* name of the process */ int nr_tty; /* 用以指定此處理序的 TTY */ } PROCESS; /* Number of tasks & procs */ #define NR_TASKS 1 #define NR_PROCS 3 include/string.h (新增) PUBLIC int strlen(char* p_str); include/type.h (新增) typedef char * va_list; kernel/proc.c (修改) for (p = proc_table; p < proc_table+NR_TASKS+NR_PROCS; p++) { for(p=proc_table;p < proc_table+NR_TASKS+...

TTY任務 在 TTY 任務中執行一個迴圈，此迴圈將輪詢每一個 TTY，處理它的事件，包括從鍵盤緩衝區讀取資料、顯示字元等內容。 並非每輪詢到某個 TTY 時，箭頭所對應的全部事件都會發生，只有當某個 TTY 對應的控制台是現在控制台時，它才可以讀取鍵盤緩衝區（虛線） TTY 可以對輸入的資料作更多的處理，但在這裡，我們只把它簡化為「顯示」一項。 雖然圖中鍵盤和顯示器的畫在 TTY 的外面，但應把鍵盤和顯示器算做每一個 TTY 的一部分，它們是公用的。 執行的過程如上，則輪詢到每個 TTY 不外乎作兩件事： 處理輸入：查看是不是現在 TTY，如果是則從鍵盤緩衝區讀取資料 處理輸出：如果有要顯示的內容則要顯示它 TTY 任務程式碼示意 與先前程式實現的區別在於： 每個 TTY 都應該有自己的讀和寫的動作。所以在 keyboard_read() 內部，函數需要了解自己是被哪一個 TTY 使用。我們透過為函數傳入一個參數來作到這一點，此參數指向當前 TTY 的指針。 為了讓輸入和輸出分離，被 keyboard_read() 使用的 in_process() 不應該在直接回顯字元，而應該將回顯的任務交給 TTY 來完成，這樣，我們就需要為每個 TTY 建立一塊緩衝區，用以放置將被回顯的字元。 每個 TTY 回顯字元時操作的 CONSOLE 是不同的，故每個 TTY 都應該有一個成員來記載其對應的 CONSOLE 資訊。

敲擊鍵盤有兩個方面的含義：動作和內容。 動作可分為三類：按下、保持按住的狀態、放開 內容則是鍵盤上不同的鍵。 敲擊鍵盤所產生的編碼被稱作掃描碼（Scan Code），它分為 Make Code 和 Break Code 兩類。 當一個鍵被按下或者保持住按下時，將會產生 Make Code，當鍵盤彈起時，產生 Break Code。 除了 Pause 鍵之外，每個按鍵都對應一個 Make Code 和一個 Break Code。 當 8048 檢測到一個鍵的動作後，會把相應的掃描碼發送給 8042，8042會把它轉換成相應的 Scan code set1 掃描碼，並將其放置在輸入緩衝區中，然後 8042 告訴 8259A 產生中斷（IRQ1）。如果此時鍵盤又有新的鍵被按下，8042 將不再接收，一直到緩衝區被清空，8042 才會收到更多的掃描碼。

程式碼 include/proc.h /*++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++ proc.h ++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++ Forrest Yu, 2005 ++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++++*/ typedef struct s_stackframe { /* proc_ptr points here ↑ Low */ u32 gs; /* ┓ │ */ u32 fs; /* ┃ │ */ u32 es; /* ┃ │ */ u32 ds; /* ┃ │ */ u32 edi; /* ┃ │ */ u32 esi; /* ┣ pushed by save() │ */ u32 ebp; /* ┃ │ */ u32 kernel_esp; /* <- 'popad' will ignore it │ */ u32 ebx; /* ┃ ↑棧從高地址往低地址增長*/ u32 edx; /* ┃ │ */ u32 ecx; /* ┃ │ */ u32 eax; /* ┛ │ */ u32 retaddr; /* return address for assembly code save() │ */ u32 eip; /* ┓ │ */ u32 cs; /* ┃ │ */ u32 eflags; /* ┣ these are pushed by CPU during interrupt │ */ u32 ...