① 戴尔wyse是干什么的
包含专业的低功耗、高运算功能的嵌入式处理器。不可移除地用于存储操作系统的本地闪存、以及本地系统内存、网络。
② 如何安装Wyse Device Manager
如何安装Wyse Device Manager。
如何安装Wyse Device Manager (WDM)
要安装Wyse Device Manager，请参阅YouTube上名为Installation of WYSE Device Manger - WDM（安装WYSE Device Manger - WDM）的视频（14:19分钟 - 仅限英语）。
视频中所介绍的内容：
本视频介绍了如何安装操作系统、先决条件、IIS和应用程序服务，以及WDM本身。
所包含的步骤展示了服务器卷、IIS卷和服务的安装，以及如何禁用Internet安全性以进行安装。
同时也涵盖一些基础知识，例如先设置IP地址，然后设置正在进行的WDM安装。
信息非常详细，并且说明了从解压缩到运行安装程序的完整的WDM程序安装过程。
WDM还包括应用程序逐步指导。
还涵盖支持文件的设置，SQL Server安装的情形，作为自动化的一部分。
大部分安装自动进行，但能够查看正确安装的情形非常重要。
连接到Wyse Device Manager后，还涵盖子网范围的设置以及HTTP的存储库设置。
③ wyse 3040如何修改Bios启动
开机F12之类的键，自己试试。 U盘启动好像是 ...drive 选usb即可
Bios启动
BIOS我知道的也很少
就知道在系统坏的时候可以通过BIOS进入存在系统里的安装软件，重装系统
设置开机密码
反正那里面很神秘的，一般不敢乱动1.
ZIP模式是指把U盘模拟成ZIP驱动器模式，启动后U盘的盘符大多是A:
，
2.
HDD模式是指把U盘模拟成硬盘模式；特别注意：如果选择了HDD模式，那么这个启动U盘启动后的盘符是C:，在对启动分区进行操作时就容易产生很多问题，比如：装系统时安装程序会把启动文件写到U盘而不是你硬盘的启动分区！导致系统安装失败。所以请尽量先选择ZIP模式。
3.
FDD模式是指把U盘模拟成软驱模式，启动后U盘的盘符是A:，这个模式的U盘在一些支持USB-FDD启动的机器上启动时会找不到U盘，所以请酌情使用。
基本DOS系统是指仅仅加载IO.SYS、MSDOS.SYS和COMMAND.COM这3个DOS核心文件，不加载其他任何驱动和程序。
④ Dellwyse5070新建文件后重启后又消失了
恢复就可以了。
下载安装专业的数据恢复软件，选择软件主界面中的“快速扫描恢复”模式。快速扫描恢复模式适用于快速对丢失数据的磁盘进行扫描，能够在较短时间内扫描到我们所误删除，误清空的文件，选择“原数据文件所存储的位置”，此处文件所存储的位置可直接选择误删除数据的磁盘，比如说如果是桌面文件误删除的话，可直接选择对应的“桌面”，并点击下方”开始扫描“恢复”模式即可自动对丢失数据的桌面进行快速扫描，等待扫描结束后，也就可按照文件路径，或者“文件类型”两种形式，依次选择我们所需要恢复的文件，并点击下方“恢复”选项即可找回丢失文件。
误删的文件在回收站也可以找回。
⑤ linux task_struct的结构注释
减肥很难吗？不，一月能减10斤以上的减肥方法数不胜数。最有效的减肥方法，不是这个月你减去10斤，20斤，30斤体重，而是这次减肥你瘦下来了，你没有反弹，你越减越健康了，否则减掉多少都是自欺欺人。减肥只是一个相对有时限的过程，而控制体重却贯穿于人的一生，再加上引起肥胖的原因是多方面的，如：肥胖者的年龄、性别、伴有的慢性疾病、身体状况、生活和饮食习惯、遗传因素等多方面存在的诸多差异，所以减肥不是一件简单的事，不仅要有科学的方法、一定的毅力，更需要专业人士的指导帮助，如果不问减肥机理，不问自身情况，一味的盲目跟风，无异于以身试药，碰巧试对了那是运气，可惜运气不会带给每个人，更多的时候，错误的减肥方法带来的只能是错误的结果。那么我们应该怎么来减呢？ 听减肥密码为你介绍最有效的减肥方法：找出自身肥胖根源，对症下药。有脂肪代谢障碍？好的，我们提供给它充分的营养，激活它，否则一味的减少饮食热量或吃减肥药，只会使这种障碍雪上加霜，机器你不给油，光想用外力转动它，结果可想而知，人的细胞也一样。饮食无度，摄入热量过高？好的，我们得控制自已的饮食，有节制的吃，有选择的吃，有时间的吃，而不是一味的挨饿。简单挨饿能行的话，减肥就不会成为世界性的难题，大家都来饿上几顿，万事皆休。消耗过低引起吃得少也胖？好的，设法增加基础代谢率，设法增加活动量。疾病引起肥胖？好的，马上去医院，什么都不用管，先治病后减肥。肥胖原因侧重点各不相同，想减肥请先找准自己的问题，然后再来解决这个问题，什么时候问题解决了，什么时候你减肥成功了，成功的标准就是你瘦了，人更健康了，不会轻易长胖了。因为你的肥胖根源问题解决了，因为你找到了适合你的——最有效的减肥方法。
⑥ wyse thin os是基于什么平台开发的
瘦客户机（thin client）是使用专业嵌入式处理器、小型本地闪存、精简版操作系统的基于PC工业标准设计的小型行业专用商用PC。
配置包含专业的低功耗、高运算功能的嵌入式处理器。不可移除地用于存储操作系统的本地闪存、以及本地系统内存、网络。
⑦ 生产企业出口退税系统9.0版，企业零申报如何操作
软盘驱动器就是我们平常所说的软驱，英文名称叫做“Floppy Disk Driver”，它是读取3.5英寸或5.25英寸软盘的设备。现今还能看到的是3.5英寸的软驱，可以读写1.44MB的3.5英寸软盘，5.25英寸的软盘早已经淘汰，一般不会见到。
目录
简介特点结构性能指标工作原理历史构成日常维护与保养软驱故障的检测软驱故障维修步骤软驱的常见故障软驱的日常维护折卸清洗软驱现状和趋势软驱发展趋势综述 简介 软盘驱动器就是我们平常所说的软驱，英文名称叫做“Floppy Disk Driver”，它是读取3.5英寸或5.25英寸软盘的设备。现今最常用的是3.25英寸的软驱，可以读写1.44MB的3.5英寸软盘，5.25英寸的软盘已经淘汰，很少会见到。 软驱分内置和外置两种。内置软驱使用专用的FDD接口(这是内置软驱接口，是传统的软驱接口，直接与电脑主板上的软驱接口相连，价格低廉)，而外置软驱一般用于笔记本电脑，使用USB接口(这是外置软驱接口，通过电脑的USB接口与主机相连，可移动，但价格较高，多用于笔记本电脑。USB接口又可分为USB1.1和USB2.0两种)。特点 软驱有很多缺点，随着计算机的发展，这些缺点逐渐明显：容量太小，读写速度慢，软盘的寿命和可靠性差等，数据易丢失等，因此目前软驱有被其他设备取代的趋势。但是由于软驱是计算机的标准设备，在各种操作系统下无需额外安装驱动程序就可以使用，同时价格低廉，因此在很多情况软驱有其独到的便利之处，因此目前计算机上仍然普遍带有软驱。结构 1．磁头定位器 采用四相双拍步进电机，用以带动磁头部分沿磁盘半径方向作径向直线运动。从适配器接口送来的“方向”“步进”控制脉冲，驱动步进电机使磁头定位到需寻址的磁道和扇区。 2．数据读写电路 读写磁头作为一个整体安放在一起共用一个读写电路来完成数据的读出／写入。 3．盘片驱动器 一个+12v的直流伺服电机用来带动软盘盘片以300r／min的恒速度旋转。 4．状态检测系统 由4个检测装置组成： “00”磁道检测装置、索引孔检测装置、写保护检测装置和盘片更换检测装置。性能指标 1．完全寻道时间 磁头刚刚从别的磁道到需要访问的新磁道时，磁头还未完全定
软驱
位处于抖动状态，还不可能立即开始读写数据，必须等到磁头完全到位不再抖动后才可以进行读写操作，这段时间就称之为完全寻道时间。软驱的完全寻道时间应小于15ms。 2．数据传输速率 单位时间内所传送的数据字节数，以kB／s为单位,wanaike。 3．平均访问时间 就是访问数据所花费的时间，是衡量磁盘系统的一个重要指标。 平均访问时间=(最大磁道数／3)×访问时间十完全寻道时间 4．错误比率(Error Rate) 可以分为软错误比率和硬错误比率。软错误是因为外界的干扰或其他设备发出的电子噪声引起的，但可以通过重读来改正错误。大多数软驱的软错误比率为1／1000000000。硬错误是因为磁盘操作损伤或写操作造成的，无法用重读来纠正错误。在软驱的指标中对硬错误比率要求都很高，是软错误的4个数量级，为l／1000000000000，一般在软驱中出现的硬错误几率都很小。工作原理 软驱是电脑发展直到现在一直保留的储存设备，是一种经济实惠的工具，如图5—4所示 把软盘插入驱动器中，启动软盘驱动器，这时主轴部件带
软驱
动盘片旋转，使转速达到额定值，随即启动磁头驱动与定位装置，使磁头移动并将其前隙定位到00磁道上，驱动器准备完毕，进入待命状态。当控制器接到数据总线发出的命令后，经过控制器上的微处理器对命令进行解释、译码,正宗伟哥，产生各种控制信号，如发出步进脉冲、磁头运行方向信号、读／写选项信号等。 软驱 首先实现寻找磁头的操作，使磁头定位在目标磁道上。寻道前，磁头所在的磁道地址已存放在道号寄存器中，目标磁道号也已放入暂存器内。再比较两者求出磁头需移动的磁道数和移动方向，由此给出驱动步进电机走步的步进脉冲与方向信号，完成寻道与定位的工作。 然后检测索引、扇区标志，即确定在磁道上的哪个扇区读／写数据。 最后发出读、写命令及传送相应的数据，实现数据的读／写操作。在读／写数据之前，必须对所要工作的磁盘进行检测扇区地址标志(AMI)、读取扇区地址(CHRN)和检验码(CRC)，经过核对比较无误后才能进行读／写操．历史 世界上第一个5.25英寸的软驱，是1976年的时候
软驱
由Shugart Associates公司为IBM的大型机研发的。后来才用在IBM早期的PC中。1980年，索尼公司推出了3.5英寸的磁盘。到90年代初时到现在，3.5英寸、1.44MB的软盘一直用于PC的标准的数据传输方式。 早期的计算机一般使用5.25英寸软驱，5.25英寸软驱主要有两种。一种为5.25英寸双面高密软驱(也叫5.25寸1.2M软驱)，可读写5.25英寸双面高密软盘（1.2M）、5.25英寸双面低密软盘（360K）、5.25英寸单面低密软盘（180K）。另一种为双面低密软驱，与前者的主要区别是不能读写5.25英寸双面高密软盘（1.2M）。后来生产出3.5英寸双面高密软驱(也叫3.5寸1.44M软驱)，可读写3.5英寸双面高密软盘（1.44M）和3.5英寸单面高密软盘（720K）。在很长一段时间里，计算机一般带有两个软驱，分别为5.25寸1.2M软驱和3.5寸1.44M软驱，而现在一般只配3.5寸1.44M软驱。 上世纪九十年代末期，曾出现一种LS120软驱，除可读写3.5寸软盘，还可读写一种容量120M的高容量软盘，但只是昙花一现，现已难以寻到其影踪。构成 软盘驱动器是电脑一个不可缺少的部件，在必要的时候，它可以为我们启动计算机，还能用它来传递和备份一些比较小的文件。在介绍软驱之前，我们先认识一下软盘。 软磁盘: 现在看到的软盘都是3.5英寸的，通常简称3寸。 3寸软盘都有一个塑料外壳，比较硬，它的作用是保护里边的盘片。盘片上涂有一层磁性材料(如氧化铁)，它是记录数据的介质。在外壳和盘片之间有一层保护层，防止外壳对盘片的磨损。 软盘提供了一种简单的写保护方法，3寸盘是靠一个方块来实现的， 拔下去，打开方孔就是写保护了。反之就是打开写保护，这时可以往文件里面写入数据。写保护是个非常有用的功能，可防止误写操作，也避免病毒对它的侵害。在使用时，最好将一些重要的软盘如程序安装盘和数据备份盘置成写保护状态。 软盘插入驱动器时是有反正的，3寸盘一般不会插错(放错了是插不进的)。 我们通常使用的软盘容量是1.44M。 软磁盘的组织结构: 下面我们看一下软盘的磁盘结构： 软盘在使用之前必须要先格式化，完成这一过程后，磁盘被分成若干个磁道，每个磁道又分为若干个扇区，每个扇区存储512个字节。磁道是一组同心圆，一个磁道大约有零点几个毫米的宽度，数据就存储在这些磁道上。 一个1.44M的软盘，它有80个磁道，每个磁道有18个扇区，两面都可以存储数据。我们能这样计算它的容量：80×18×2×512≈1440K≈1.44M。 文件的大小用字节表示，但在存储的时候却是以簇为分配单元，即一个簇中不能包含两个文件的内容，也就是说无论一个文件有多小，哪怕它只有一个字节，一旦它占用了一个簇,伟哥药房，那么别的文件就不能再写入这个簇了，也就是说这个簇中其它还未用上的空间就被浪费了。 每个簇由一个或多个扇区构成，对软盘来说，一个簇只有一个扇区，即512字节；对于硬盘，簇的大小和硬盘分区大小有关，分区容量越大，每个簇的扇区数就越多。对一个含有5个字节的文件，它在软盘上至少要占用512个字节，在硬盘上会更多。 用软盘备份数据是个好方法，只要方法得当，它们可以保存5－8年的时间。在使用软盘时，需要注意：不要划伤盘片，盘片不能变形、不能受高温、不能受潮、不要靠近磁性物质等等。 软盘驱动器:软盘驱动器对软盘进行读写操作，现在我们使用的都是3寸软驱，可以读写1.44M的3寸软盘。软驱的主要组成有：控制电路板、马达、磁头定位器和磁头。 磁头其实是很小的，上下各有一个，我们看到的是它的滑轨。它的工作过程是这样的：马达带动软盘的盘片转动，转速大概为每分钟300转，磁头定位器是一个很小的步进马达，它负责把磁头移动到正确的磁道，由磁头完成读写操作。这是3寸盘插到软驱中的情况，它的读写孔被打开，磁头通过这个位置和盘片接触。 软驱磁头在读写操作时是接触磁片的，所以它会沾染灰尘，时间一长，它的操作就有可能出现故障。如果有一天，软驱读写出现故障，先不要着急去维修，这可能是磁头太脏的缘故，一个清洗盘就可能解决问题。清洗盘的外观和普通软盘一样，但它的里面是一层清洗膜，把少许特制的清洗液滴在上面，然后把清洗盘插入软驱，再让软驱读盘，尝试几次后清洗工作就完成了，之后，需等待一段时间以使磁头上的清洗液挥发。 对于软驱工作频繁的人来说，定期清洗磁头是有好处的。安装软驱比较简单，它有一个电源插座和数据接口。数据接口有 34根针，这是一根连接软驱的数据排线。日常维护与保养软驱故障的检测 1 进入操作系统：一般而言，如果单纯的只是软驱坏了，操
软驱
作系统是可以正常启动的。 2 检测软驱能否读取数据：进入系统后在软驱中放入软盘，然后点击软驱图标，看是否能正常读取数据，如果出现错误信息就表示软驱有问题了。软驱故障维修步骤 1 把软盘拿到别的电脑上进行测试，如果不能读取数据，表示软盘坏了，请更换软盘。如果能正常读取，请进行下一步骤。 2 进入BIOS画面，选择"STANDARD CMOS SETUP"，检查是否设置错误，如果错误的设置了软驱的类型软驱自然不会读盘，请修改成准确的。 3 如果类型设置准确还是无法读盘有可能是磁头脏了，请用清洗盘清洗软驱磁头 4 清洗后依然如故的话，请关闭电源，检查软驱的信号线、电源线、扁平信号线是否接好。 5 如果信号线、电源线、扁平信号线都连接妥当，而软驱依然不工作，表示软驱本身已有故障，请考虑更换或按以下方法处理。软驱的常见故障 故障一：用DOS系统下的DIR命令列磁盘目录时出现以下故障现象： 1.读取数据及进行软盘格式化时显示:"Disk boot failure" ； 2.不能读盘，根据屏幕提示，试用"再试"或"跳过"指令均无法读取； 3.选"再试"或"跳过"时可列磁盘信息， 而使用在其它软驱上写入文件的软盘时，则无法读取。 分析与维修：根据故障现象可知，该故障不出自控制电路部分，系机械故障。用手工调整的办法可校正。先把软驱从机箱中取出，拆开软驱外壳，连上电源和信号线，再把一张在正常软驱上格式化后的磁盘插入软驱，观察软驱的动作情况，用一红色铅笔在磁头停止处做一标记，以便调整。将磁头向前(或向后)移动至底端(或顶部)。反复试验，再根据提示分析仔细调整。若工作正常,原装伟哥，再换一张盘用软盘格式化等指令试验，检测能否正常启动，测试时有时出现读盘正常，但进行格式化后时却出现单面格式化现象，故要重复作3～4次检测,国产伟哥。过程如下： 将软驱小车移动至零道附近处，插入已写入文件的软盘，每移动一次记录一次，在移动试验过程中会出现不同提示信息： A、Sector not Found Reading drive A, abort retry fail? 该情况一般表示超过零道，须向零道相反方向后退； B、General Failure reading drive C( 一般性错误和失败),abort retry fail? C、Data error reading drive A(数据错误)。 当提示"Data error reading drive A(数据错误)"时，此时说明接近零道，逐步调整磁头的位置和角度。当读完信息后，在磁头停止处用一红色铅笔作个记号便于调整时参考。当磁头的位置和角度确定后，先将磁头临时固定，然后松开固定于步进电机上的4颗螺丝，使电机步进轮与其下的弧形弹片脱离，再缓缓地固紧螺丝，用 DIR命令重复2～3次列盘片信息，直至从零道到最后一道都可读出为止。读盘可用工具软件(如HD—COPY)。 故障 二：读/写磁盘时，有时在DOS环境下显示"General Failure( 一般无效 ) "出错信息；有时在Windows 95环境下显示"不能访问A:， 设备未准备好"的出错信息；有时
软驱
带动磁盘旋转的步进电机不转，听不见电机旋转声。 分析与维修：根据故障现象，判断为控制电路故障所致。故要更换集成电路或电路板。由于必须买到相同型号的元件或成品电路板，且要用专用工具拆除和重装或重焊，通常业余环境下难以进行。 故障现象三：在某一应用程序中用DIR 命令列磁盘目录时，显示："File not found(没有找到文件) "， 再用CHKDSK命令检查，出现以下错误提示："Errors found,Fparameter not specified， Corrections will not be written to disk ， 622 lost allocation units found in 55 chains， 636,928 bytes disk space would be freed"。 分析与维修：根据故障现象，判断该盘中有文件，但有许多簇丢失，要对其进行修复，过程如下：首先用HD—COPY软件中的READ读出软盘数据，用"Put to file"将软盘缓冲区数据映射成硬盘文件，再插入一张未写入新内容的软盘B，用"Write"拷贝，保留原软盘A不动。 然后插入复制盘B进行检查，此时显示："The backup of this driver's file allocation table is incorrect (磁盘备份文件分配表FAT有误)"，选"Fixed "项，再选"Skip Undo(或跳过Undo)"。修复时一般应选保存项，以防修复失误，运行至"已修复"时，用DIR 命令查看， 如故障依旧， 则判断Scandisk功能无效。 接下来用HD—COPY中的"Get from file" 功能将硬盘中的映像文件恢复，拷入磁盘，用Norton 8.0中的NDD修复，选"Diagnose disk"，提示："Boot record program is invalid(磁盘的引导区无效)"，选"YES" 进行修正；选择"Skip Undo file" 时，屏幕上提示："有丢失的簇"，跳过修复族一项(一般修复的簇均为文件片段，对于程序亦大多无效，对于文本文件，建议选用此项)。退出NDD，用DIR命令显示，发现有文件且能使用。再用CHKDSK进行恢复检查，发现部分恢复，仍有部分故障依旧，最后将盘中文件拷贝，对软盘进行格式化后重新写入。 最后，用HD—COPY恢复原盘A，用KV300 进行清除，故障排除。软驱的日常维护 用清洗盘清洗磁头 由于磁头与软盘片经常接触，盘片上的各种污物将污染磁头，积尘过多导致软驱磁头不能正常读写是最常见的软驱故障。用软驱清洗盘清洗软驱磁头十分简单，将清洁剂或无水乙醇（要求分析纯级别）均匀喷洒在清洗盘面上，微机上电，系统启动成功之后，将清洗盘插入软驱中，软驱将自行转动，清洗盘会吸附磁头上污垢及周围的灰尘。折卸清洗软驱 1、取下上盖 软驱的凹形薄铁皮上盖是用螺丝固定在铸铝底座上的，手工清洗时先用十字螺丝刀拧下固定上盖的一或两颗螺丝（有的软驱没有螺丝，可省去此步），将上盖略向两侧外扳，使上盖脱离铸铝底座上的凸出卡扣，即可取下软驱上盖板。 2、清洗磁头 软驱0、1号磁头分别固定在寻道小车上、下方，下方磁头贴在塑料磁头小车的下固定臂上，不能移动，较容易清洗。上方磁头通过一弹性片贴在塑料磁头小车的活动臂上，上活动臂另一端是螺丝固定的弹簧片。清洗上磁头时可以略略用力，但应注意用力过大会造成磁头偏移，而人为导致磁头偏移故障极难调校，清洗时切切注意。 | 清洗磁头时用医用脱脂棉签沾无水乙醇或专用的磁头清洁剂，轻轻地擦洗磁头，多擦几次，则可把较顽固的附着物擦去。清洗上磁头时可用手将磁头略略向下压，以免磁头移位，待酒精溶解上磁头污物后，轻轻擦除污物。 3、清洗步进电机转轴丝杆 软驱读盘过程中如果系统常给出"读取文件错误"或"扇区找不到"的提示，多半是步进电机转轴与磁头小车有衔接不好的现象，请检查步进电机转轴丝杆上的润滑油，如果太脏或有凝固现象，可将其用酒精擦洗干净后补充少许钟表油或者高级黄油。还可用手转动丝杆来移动磁头小车，以便清洗整个丝杆。 4、清洗光电检测器 老式的软驱其写保护检测、盘密度检测、换盘检测、0道检测是由光电检测器完成的，可用棉签沾少许无水乙醇擦拭光电发射管和光电接收管表面。新型软驱其检测器均为微动开关则无须处理现状和趋势 在现实生活中的一些特殊场合，软驱仍能发挥一些特定的作用。比如说引导低版本的操作系统、用户之间交换小容量数据、安装RAID和安装某些特殊软件。 随着信息爆炸时代的来临，容量仅为1.44MB的软盘早就难以满足巨大信息量的需求，而在软驱软盘之后的诸多移动存储产品，如ZIP、MO的容量虽然大了，但是依然摆脱不了特殊驱动器的束缚，兼容性问题更难以解决,威尔刚，因此注定不能成为软驱的替代品。 九十年代中后期，英特尔所倡导的通用串行接口（USB）开始在PC机上出现并逐渐盛行。很多具有商业头脑的企业领导人意识到USB所包含的巨大商机，开始借助USB接口重点解决移动存储产品的大容量和兼容性问题。于是，有两类存储产品基于USB接口大获成功，其一是USB移动硬盘，其二是闪存盘。前者的容量从几个G字节到上百个G字节，是名副其实的“大胃王”，而后者采用先进的闪存技术，体积能做到只有拇指大小、重量仅约几十克、容量却高达几十兆字节到数G字节，读写速度更是软驱的上百倍，因此大受电脑用户吹捧和支持。可以说，闪存盘理所当然地成为取代软盘软驱的唯一候选人。 闪存盘经过了4-5年的发展，其技术逐步走向成熟，不断涌现的新产品和新功能显示出该领域的勃勃生机。虽然闪存盘在容量、速度、便携性、以及其他性能指标上都已经基本满足了用户的日常应用，但还存在一个致命缺陷：在读写数据过程中，突然断电或者误插拔经常会导致数据丢失。而今，带有数据备份和恢复技术，防止数据丢失的闪存盘已经出现在市场之中，而整合了加密、MP3、FM收音和录音功能的闪存盘代表了该领域的发展新方向。 随着互联网的普及，下载图片和视频文件都需要超大的存储能力，因此对大容量存储的需求随之激增，而1.44MB以下的文件完全可以通过互联网进行传输和存储。可擦写光盘是满足人们超大存储需求的首选介质。从2002年开始，其标准容量向700MB转移，而DVD光盘的容量更是高达4.5GB，随着新一代DVD光盘的问世，一张光盘存储几十个G字节数据也已成为可能。光盘和刻录机日益成为人们大容量存储的首选设备，早期用软驱来传送文件的方式已经显得非常幼稚和可笑。 IT领域确实变化太快，软驱和软盘难以摆脱退出历史舞台的最终命运，而它的替代者早已迫不及待地涌现出来，除了上述闪存盘和光盘是取代软驱软盘的候选者之外，以移动硬盘、CF卡、SM卡和迷你硬盘为代表的新存储接口或者存储介质蜂拥而来。或许用不了多久，人们手中的软驱和软盘，甚至以后的闪存盘和光盘，都将成为历史文物，永远尘封在博物馆中。软驱发展趋势综述 据最近发表的1994DISK/TREND报告,尽管以3.5英寸软驱为主的全球软盘驱动器的交付数量在不断增长,但总销售收入却已开始进入一个长期的衰退阶段。 3.5英寸软驱的交货量1993年增长了22.4%,总数达5,120万部,预计到1997年平均年增长率可保持在9.1%。然而软驱价格的下跌限制了销售收入的增长。1990年3.5英寸软驱的OEM平均价格为46美元,但到1993年却下降至34美元,预计到1997年将降至21美元。由于价格的不断下跌,1993年3.5英寸软驱总销售收入仅为19亿美元。到1997年,尽管销售数量将升至7，270万部,但销售收入却将降至17亿美元。 这份最新报告中所涉及的所有品种的软驱,包括8英寸、5.25英寸、3.5英寸及几种大容量软驱1993年的交付量为6610万部,预计1997年可达7500万部。1993年各类软驱的总销售额为26亿美元,预计1997年仅为18亿美元。 1994 DISK/TREND报告中有关软驱发展趋势的总结和预测还包括: ○5.25英寸软驱的交货量在经历了10年的长盛不衰之后,1993年开始下降。这种趋势会持续到本世纪末,届时5.25英寸软驱将寿终正寝。早在1988年,3.5英寸软驱的交付量就已超过了5.25英寸软驱,但5.25英寸软驱仍被新的PC机广泛采用,目的是要保持新老机器存储媒体的可交换性。由于配备3.5英寸软驱的新PC机正在迅速取代配备5.25英寸软驱的老机型,大部分磁盘交换工作已可由3.5英寸软驱来完成,对5.25英寸软驱的需求也随之迅速下降。1993年5.25英寸软驱交付总量为1470万部,1997年预计仅为180万部。 目前1.44兆字节3.5英寸软驱已成为业界的主流产品,预计将占1997年3.5英寸软驱已交货量的99.8%。2.88兆字节的软驱1993年仅占当年3.5英寸软驱总数的3.1%,而且预计到1997年其比例将降至0.1%。2.88兆字节软驱之所以未在PC工业中担当重要角色,究其主要原因是价格较高,大多数整机系统制造商不愿采用。 1英寸高的3.5英寸软驱已成为工业标准。近年来许多厂家还推出了高3/4英寸的软驱,但目前这种软驱的交货量正在下降,TEAC公司于1991年首先推出的1/2英寸高度的软驱目前不仅在笔记本机领域很流行,而且还被用于"组合"驱动器件。这种"组合"驱动器提供一对3.5/5.25英寸驱动器,总高度与一个单独的"半高"5.25英寸驱动器相同。但是,由于1/2英寸高的驱动器价格较高,预计1997年它在全部高度低于1英寸的3.5英寸软驱交货量中所占比例将仅为19.4%。 大容量软驱的交货量预计会持续增长到1997年,但销售收入仅略有上升,原因是平均单价的下跌和产品构成的变化。例如Iomega公司的"Bernoulli Principle"5.25英寸驱动器占1993年销售收入的74%;但预计到1997年,3.5英寸大容量软驱将构成总销售收入的73.6%。 3.5英寸软盘格式的首创者Sony公司1993年继续名列3.5英寸软驱非自产自用(noncaptive)交货量的第一名,占全球总交货量的17.2%。TEAC在5.25英寸软驱交货量上高居榜首,市场占有率又有增加,占总非自产自用(noncaptive)交货量的32.3%。Y-E Data在8英寸软驱交货量中占统治地位,市场占有率为94.4%。在大容量软驱市场Iomega仍居领先地位,占有全球总销售量的57.8%,其中主要品种是5.25英寸Bernoulli型驱动器。 新的发展趋势： 随着U盘的风靡、光盘刻录的发展、网络应用的普及，曾经是应用最广泛的软盘驱动器将淡出人们的视线，但软盘驱动器为计算机的发展所做出的卓着贡献将永存史册。 开放分类： 计算机，存储，数据，驱动器，软驱 我来完善 “软驱”相关词条：
⑧ 帮帮我，linux2.6以后怎么从struct sk
1.调度数据成员(1)volatilelongstates;表示进程的当前状态:?TASK_RUNNING:正在运行或在就绪队列run-queue中准备运行的进程，实际参与进程调度。?TASK_INTERRUPTIBLE:处于等待队列中的进程，待资源有效时唤醒，也可由其它进程通过信号(signal)或定时中断唤醒后进入就绪队列run-queue。?TASK_UNINTERRUPTIBLE:处于等待队列中的进程，待资源有效时唤醒，不可由其它进程通过信号(signal)或定时中断唤醒。?TASK_ZOMBIE:表示进程结束但尚未消亡的一种状态(僵死状态)。此时，进程已经结束运行且释放大部分资源，但尚未释放进程控制块。?TASK_STOPPED:进程被暂停，通过其它进程的信号才能唤醒。导致这种状态的原因有二，或者是对收到SIGSTOP、SIGSTP、SIGTTIN或SIGTTOU信号的反应，或者是受其它进程的ptrace系统调用的控制而暂时将CPU交给控制进程。?TASK_SWAPPING:进程页面被交换出内存的进程。(2)unsignedlongflags;进程标志:?PF_ALIGNWARN打印“对齐”警告信息。?PF_PTRACED被ptrace系统调用监控。?PF_TRACESYS正在跟踪。?PF_FORKNOEXEC进程刚创建，但还没执行。?PF_SUPERPRIV超级用户特权。?PF_DUMPCOREmpedcore。?PF_SIGNALED进程被信号(signal)杀出。?PF_STARTING进程正被创建。?PF_EXITING进程开始关闭。?PF_USEDFPU该进程使用FPU(SMPonly)。?PF_DTRACEdelayedtrace(usedonm68k)。(3)longpriority;进程优先级。Priority的值给出进程每次获取CPU后可使用的时间(按jiffies计)。优先级可通过系统调用sys_setpriorty改变(在kernel/sys.c中)。(4)unsignedlongrt_priority;rt_priority给出实时进程的优先级，rt_priority+1000给出进程每次获取CPU后可使用的时间(同样按jiffies计)。实时进程的优先级可通过系统调用sys_sched_setscheler()改变(见kernel/sched.c)。(5)longcounter;在轮转法调度时表示进程当前还可运行多久。在进程开始运行是被赋为priority的值，以后每隔一个tick(时钟中断)递减1，减到0时引起新一轮调度。重新调度将从run_queue队列选出counter值最大的就绪进程并给予CPU使用权，因此counter起到了进程的动态优先级的作用(priority则是静态优先级)。(6)unsignedlongpolicy;该进程的进程调度策略，可以通过系统调用sys_sched_setscheler()更改(见kernel/sched.c)。调度策略有:?SCHED_OTHER0非实时进程，基于优先权的轮转法(roundrobin)。?SCHED_FIFO1实时进程，用先进先出算法。?SCHED_RR2实时进程，用基于优先权的轮转法。2.信号处理(1)unsignedlongsignal;进程接收到的信号。每位表示一种信号，共32种。置位有效。(2)unsignedlongblocked;进程所能接受信号的位掩码。置位表示屏蔽，复位表示不屏蔽。(3)structsignal_struct*sig;因为signal和blocked都是32位的变量，Linux最多只能接受32种信号。对每种信号，各进程可以由PCB的sig属性选择使用自定义的处理函数，或是系统的缺省处理函数。指派各种信息处理函数的结构定义在include/linux/sched.h中。对信号的检查安排在系统调用结束后，以及“慢速型”中断服务程序结束后(IRQ#_interrupt()，参见9。5节“启动内核”)。3.进程队列指针(1)structtask_struct*next_task，*prev_task;所有进程(以PCB的形式)组成一个双向链表。next_task和就是链表的前后指针。链表的头和尾都是init_task(即0号进程)。(2)structtask_struct*next_run，*prev_run;由正在运行或是可以运行的，其进程状态均为TASK_RUNNING的进程所组成的一个双向循环链表，即run_queue就绪队列。该链表的前后向指针用next_run和prev_run，链表的头和尾都是init_task(即0号进程)。(3)structtask_struct*p_opptr，*p_pptr;和structtask_struct*p_cptr，*p_ysptr，*p_osptr;以上分别是指向原始父进程(originalparent)、父进程(parent)、子进程(youngestchild)及新老兄弟进程(youngersibling，oldersibling)的指针。4.进程标识(1)unsignedshortuid，gid;uid和gid是运行进程的用户标识和用户组标识。(2)intgroups[NGROUPS];与多数现代UNIX操作系统一样，Linux允许进程同时拥有一组用户组号。在进程访问文件时，这些组号可用于合法性检查。(3)unsignedshorteuid，egid;euid和egid又称为有效的uid和gid。出于系统安全的权限的考虑，运行程序时要检查euid和egid的合法性。通常，uid等于euid，gid等于egid。有时候，系统会赋予一般用户暂时拥有root的uid和gid(作为用户进程的euid和egid)，以便于进行运作。(4)unsignedshortfsuid，fsgid;fsuid和fsgid称为文件系统的uid和gid，用于文件系统操作时的合法性检查，是Linux独特的标识类型。它们一般分别和euid和egid一致，但在NFS文件系统中NFS服务器需要作为一个特殊的进程访问文件，这时只修改客户进程的fsuid和fsgid。(5)unsignedshortsuid，sgid;suid和sgid是根据POSIX标准引入的，在系统调用改变uid和gid时，用于保留真正的uid和gid。(6)intpid，pgrp，session;进程标识号、进程的组织号及session标识号，相关系统调用(见程序kernel/sys.c)有sys_setpgid、sys_getpgid、sys_setpgrp、sys_getpgrp、sys_getsid及sys_setsid几种。(7)intleader;是否是session的主管，布尔量。5.时间数据成员(1)unsignedlongtimeout;用于软件定时，指出进程间隔多久被重新唤醒。采用tick为单位。(2)unsignedlongit_real_value，it_real_iner;用于itimer(intervaltimer)软件定时。采用jiffies为单位，每个tick使it_real_value减到0时向进程发信号SIGALRM，并重新置初值。初值由it_real_incr保存。具体代码见kernel/itimer.c中的函数it_real_fn()。(3)structtimer_listreal_timer;一种定时器结构(Linux共有两种定时器结构，另一种称作old_timer)。数据结构的定义在include/linux/timer.h中，相关操作函数见kernel/sched.c中add_timer()和del_timer()等。(4)unsignedlongit_virt_value，it_virt_incr;关于进程用户态执行时间的itimer软件定时。采用jiffies为单位。进程在用户态运行时，每个tick使it_virt_value减1，减到0时向进程发信号SIGVTALRM，并重新置初值。初值由it_virt_incr保存。具体代码见kernel/sched.c中的函数do_it_virt()。(5)unsignedlongit_prof_value，it_prof_incr;同样是itimer软件定时。采用jiffies为单位。不管进程在用户态或内核态运行，每个tick使it_prof_value减1，减到0时向进程发信号SIGPROF，并重新置初值。初值由it_prof_incr保存。具体代码见kernel/sched.c中的函数do_it_prof。(6)longutime，stime，cutime，cstime，start_time;以上分别为进程在用户态的运行时间、进程在内核态的运行时间、所有层次子进程在用户态的运行时间总和、所有层次子进程在核心态的运行时间总和，以及创建该进程的时间。6.信号量数据成员(1)structsem_undo*semundo;进程每操作一次信号量，都生成一个对此次操作的undo操作，它由sem_undo结构描述。这些属于同一进程的undo操作组成的链表就由semundo属性指示。当进程异常终止时，系统会调用undo操作。sem_undo的成员semadj指向一个数据数组，表示各次undo的量。结构定义在include/linux/sem.h。(2)structsem_queue*semsleeping;每一信号量集合对应一个sem_queue等待队列(见include/linux/sem.h)。进程因操作该信号量集合而阻塞时，它被挂到semsleeping指示的关于该信号量集合的sem_queue队列。反过来，semsleeping。sleeper指向该进程的PCB。7.进程上下文环境(1)structdesc_struct*ldt;进程关于CPU段式存储管理的局部描述符表的指针，用于仿真WINEWindows的程序。其他情况下取值NULL，进程的ldt就是arch/i386/traps.c定义的default_ldt。(2)structthread_structtss;任务状态段，其内容与INTELCPU的TSS对应，如各种通用寄存器.CPU调度时，当前运行进程的TSS保存到PCB的tss，新选中进程的tss内容复制到CPU的TSS。结构定义在include/linux/tasks.h中。(3)unsignedlongsaved_kernel_stack;为MS-DOS的仿真程序(或叫系统调用vm86)保存的堆栈指针。(4)unsignedlongkernel_stack_page;在内核态运行时，每个进程都有一个内核堆栈，其基地址就保存在kernel_stack_page中。8.文件系统数据成员(1)structfs_struct*fs;fs保存了进程本身与VFS的关系消息，其中root指向根目录结点，pwd指向当前目录结点，umask给出新建文件的访问模式(可由系统调用umask更改)，count是Linux保留的属性，如下页图所示。结构定义在include/linux/sched.h中。(2)structfiles_struct*files;files包含了进程当前所打开的文件(structfile*fd[NR_OPEN])。在Linux中，一个进程最多只能同时打开NR_OPEN个文件。而且，前三项分别预先设置为标准输入、标准输出和出错消息输出文件。(3)intlink_count;文件链(link)的数目。9.内存数据成员(1)structmm_struct*mm;在linux中，采用按需分页的策略解决进程的内存需求。task_struct的数据成员mm指向关于存储管理的mm_struct结构。其中包含了一个虚存队列mmap，指向由若干vm_area_struct描述的虚存块。同时，为了加快访问速度，mm中的mmap_avl维护了一个AVL树。在树中，所有的vm_area_struct虚存块均由左指针指向相邻的低虚存块，右指针指向相邻的高虚存块。结构定义在include/linux/sched.h中。10.页面管理(1)intswappable:1;进程占用的内存页面是否可换出。swappable为1表示可换出。对该标志的复位和置位均在do_fork()函数中执行(见kerenl/fork.c)。(2)unsignedlongswap_address;虚存地址比swap_address低的进程页面，以前已经换出或已换出过，进程下一次可换出的页面自swap_address开始。参见swap_out_process()和swap_out_pmd()(见mm/vmscan.c)。(3)unsignedlongmin_flt，maj_flt;该进程累计的minor缺页次数和major缺页次数。maj_flt基本与min_flt相同，但计数的范围比后者广(参见fs/buffer.c和mm/page_alloc.c)。min_flt只在do_no_page()、do_wp_page()里(见mm/memory.c)计数新增的可以写操作的页面。(4)unsignedlongnswap;该进程累计换出的页面数。(5)unsignedlongcmin_flt，cmaj_flt，cnswap;以本进程作为祖先的所有层次子进程的累计换入页面、换出页面计数。(6)unsignedlongold_maj_flt，dec_flt;(7)unsignedlongswap_cnt;下一次信号最多可换出的页数。11.支持对称多处理器方式(SMP)时的数据成员(1)intprocessor;进程正在使用的CPU。(2)intlast_processor;进程最后一次使用的CPU。(3)intlock_depth;上下文切换时系统内核锁的深度。12.其它数据成员(1)unsignedshortused_math;是否使用FPU。(2)charcomm[16];进程正在运行的可执行文件的文件名。(3)structrlimitrlim[RLIM_NLIMITS];结构rlimit用于资源管理，定义在linux/include/linux/resource.h中，成员共有两项:rlim_cur是资源的当前最大数目;rlim_max是资源可有的最大数目。在i386环境中，受控资源共有RLIM_NLIMITS项，即10项，定义在linux/include/asm/resource.h中，见下表:(4)interrno;最后一次出错的系统调用的错误号，0表示无错误。系统调用返回时，全程量也拥有该错误号。(5)longdebugreg[8];保存INTELCPU调试寄存器的值，在ptrace系统调用中使用。(6)structexec_domain*exec_domain;Linux可以运行由80386平台其它UNIX操作系统生成的符合iBCS2标准的程序。关于此类程序与Linux程序差异的消息就由exec_domain结构保存。(7)unsignedlongpersonality;Linux可以运行由80386平台其它UNIX操作系统生成的符合iBCS2标准的程序。Personality进一步描述进程执行的程序属于何种UNIX平台的“个性”信息。通常有PER_Linux、PER_Linux_32BIT、PER_Linux_EM86、PER_SVR3、PER_SCOSVR3、PER_WYSEV386、PER_ISCR4、PER_BSD、PER_XENIX和PER_MASK等，参见include/linux/personality.h。(8)structlinux_binfmt*binfmt;指向进程所属的全局执行文件格式结构，共有a。out、script、elf和java等四种。结构定义在include/linux/binfmts.h中(core_mp、load_shlib(fd)、load_binary、use_count)。(9)intexit_code，exit_signal;引起进程退出的返回代码exit_code，引起错误的信号名exit_signal。(10)intmpable:1;布尔量，表示出错时是否可以进行memorymp。(11)intdid_exec:1;按POSIX要求设计的布尔量，区分进程是正在执行老程序代码，还是在执行execve装入的新代码。(12)inttty_old_pgrp;进程显示终端所在的组标识。(13)structtty_struct*tty;指向进程所在的显示终端的信息。如果进程不需要显示终端，如0号进程，则该指针为空。结构定义在include/linux/tty.h中。(14)structwait_queue*wait_chldexit;在进程结束时，或发出系统调用wait4后，为了等待子进程的结束，而将自己(父进程)睡眠在该队列上。结构定义在include/linux/wait.h中。13.进程队列的全局变量(1)current;当前正在运行的进程的指针，在SMP中则指向CPU组中正被调度的CPU的当前进程:#definecurrent(0+current_set[smp_processor_id()])/*sched.h*/structtask_struct*current_set[NR_CPUS];(2)structtask_structinit_task;即0号进程的PCB，是进程的“根”，始终保持初值INIT_TASK。(3)structtask_struct*task[NR_TASKS];进程队列数组，规定系统可同时运行的最大进程数(见kernel/sched.c)。NR_TASKS定义在include/linux/tasks.h中，值为512。每个进程占一个数组元素(元素的下标不一定就是进程的pid)，task[0]必须指向init_task(0号进程)。可以通过task[]数组遍历所有进程的PCB。但Linux也提供一个宏定义for_each_task()(见include/linux/sched.h)，它通过next_task遍历所有进程的PCB:#definefor_each_task(p)\for(p=&init_task;(p=p->next_task)!=&init_task;)(4)unsignedlongvolatilejiffies;Linux的基准时间(见kernal/sched.c)。系统初始化时清0，以后每隔10ms由时钟中断服务程序do_timer()增1。(5)intneed_resched;重新调度标志位(见kernal/sched.c)。当需要Linux调度时置位。在系统调用返回前(或者其它情形下)，判断该标志是否置位。置位的话，马上调用schele进行CPU调度。(6)unsignedlongintr_count;记录中断服务程序的嵌套层数(见kernal/softirq.c)。正常运行时，intr_count为0。当处理硬件中断、执行任务队列中的任务或者执行bottomhalf队列中的任务时，intr_count非0。这时，内核禁止某些操作，例如不允许重新调度。
⑨ DELL Wyse5070如何关闭内置的eMMC存储
装完系统，使用“分区助手”，里面有系统迁移。。。简单易操作。网上有教学