也不是闪存的分段地址模式
背景
容量低于 16M bytes 的 nor,一般使用 3 字节地址模式,即命令格式是 cmd + addr[2] + addr[1] + addr[0] + ...
使用超过 16M bytes 的 nor flash,则需要了解 4 字节地址模式, 即命令格式是 cmd + addr[3] + addr[2] + addr[1] + addr[0] + ...
原因
为什么呢, 因为用 3 个字节表示地址,则其范围是 0x000000 - 0xffffff = 0 - 16M
,超过 16M 的地址就无法表示了,那自然就得上 4 字节了。
驱动修改
新的 uboot, kernel 驱动中都是支持的,配置下就可以了,如配置上 SPI_NOR_4B_OPCODES 。
如果在用的 nor 驱动没有支持,那可以自行根据 datasheet,在初始化的时候判断下容量,加个切换到 4 字节地址模式的操作,后续的读写命令等,也改用 4 字节地址。
注意事项
需要注意的是,一些芯片的 boot rom 无法支持 4 字节地址模式,只会用 3 字节地址模式跟 nor 通信。
所以切换到 4 字节地址模式后会导致直接重启无法正常启动。需要彻底掉电后重新上电,让 nor 因为重新上电默认回到 3 字节地址模式,才能正常启动。
一种处理方式是,在 reboot 的流程中,增加软件退出 4 字节地址模式 的操作。这样正常的 reboot,会先退出 4 字节地址模式再重启,boot rom 就能正常识别了。
但软件退出的缺点是,只能解决正常重启的情况,无法处理硬件 reset 主芯片的操作,因为 reset 主芯片并不会让 nor 也 reset,那么 nor 就仍处于 4 字节地址模式,不响应 boot rom 的 3 字节地址命令。
另一种更好的处理方式是,硬件设计上支持让主芯片和 nor 同步 reset。
其他
nor 在 16M 这个容量是个分界点,不仅驱动上因为 4 字节地址模式的引入而更加复杂,价格上也是差别巨大,32M nor 远不止 16M nor 价格的两倍。
从价格考虑,用一片 32M 的 nor 还不如用两片 16M 并自行通过片选去分时复用。也不如直接上 128M 的 nand,不过上 nand 的话,软件上就复杂很多了,这里不再展开。
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epoll简介及触发模式(accept、read、send)-epoll的简单介绍 epoll在LT和ET模式下的读写方式 一、epoll的接口非常简单,一共就三个函数:1. int epoll_create(int size);创建一个epoll的句柄,size用来告诉内核这个监听的数目一共有多大。这个参数不同于select中的第一个参数,给出最大监听的fd+1的值。需要注意的是,当创建好epoll句柄后,它就是会占用一个fd值,在linux下如果查看/proc/进程id/fd/,是能够看到这个fd的,所以在使用完epoll后,必须调用close关闭,否则可能导致fd被耗尽。2. int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);epoll的事件注册函数,它不同与select是在监听事件时告诉内核要监听什么类型的事件,而是在这里先注册要监听的事件类型。第一个参数是epoll_create的返回值,第二个参数表示动作,用三个宏来表示:EPOLL_CTL_ADD:注册新的fd到epfd中;EPOLL_CTL_MOD:修改已经注册的fd的监听事件;EPOLL_CTL_DEL:从epfd中删除一个fd;第三个参数是需要监听的fd,第四个参数是告诉内核需要监听什么事,struct epoll_event结构如下:struct epoll_event { __uint32_t events; /* Epoll events */ epoll_data_t data; /* User data variable */};events可以是以下几个宏的集合:EPOLLIN :表示对应的文件描述符可以读(包括对端SOCKET正常关闭); EPOLLIN事件:EPOLLIN事件则只有当对端有数据写入时才会触发,所以触发一次后需要不断读取所有数据直到读完EAGAIN为止。否则剩下的数据只有在下次对端有写入时才能一起取出来了。现在明白为什么说epoll必须要求异步socket了吧?如果同步socket,而且要求读完所有数据,那么最终就会在堵死在阻塞里。 EPOLLOUT:表示对应的文件描述符可以写; EPOLLOUT事件:EPOLLOUT事件只有在连接时触发一次,表示可写,其他时候想要触发,那要先准备好下面条件:1.某次write,写满了发送缓冲区,返回错误码为EAGAIN。2.对端读取了一些数据,又重新可写了,此时会触发EPOLLOUT。简单地说:EPOLLOUT事件只有在不可写到可写的转变时刻,才会触发一次,所以叫边缘触发,这叫法没错的!其实,如果真的想强制触发一次,也是有办法的,直接调用epoll_ctl重新设置一下event就可以了,event跟原来的设置一模一样都行(但必须包含EPOLLOUT),关键是重新设置,就会马上触发一次EPOLLOUT事件。1. 缓冲区由满变空.2.同时注册EPOLLIN | EPOLLOUT事件,也会触发一次EPOLLOUT事件这个两个也会触发EPOLLOUT事件 EPOLLPRI:表示对应的文件描述符有紧急的数据可读(这里应该表示有带外数据到来);EPOLLERR:表示对应的文件描述符发生错误;EPOLLHUP:表示对应的文件描述符被挂断;EPOLLET: 将EPOLL设为边缘触发(Edge Triggered)模式,这是相对于水平触发(Level Triggered)来说的。EPOLLONESHOT:只监听一次事件,当监听完这次事件之后,如果还需要继续监听这个socket的话,需要再次把这个socket加入到EPOLL队列里3. int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);等待事件的产生,类似于select调用。参数events用来从内核得到事件的集合,maxevents告之内核这个events有多大,这个maxevents的值不能大于创建epoll_create时的size,参数timeout是超时时间(毫秒,0会立即返回,-1将不确定,也有说法说是永久阻塞)。该函数返回需要处理的事件数目,如返回0表示已超时。-------------------------------------------------------------------------------------------- 从man手册中,得到ET和LT的具体描述如下EPOLL事件有两种模型:Edge Triggered (ET)Level Triggered (LT)假如有这样一个例子:1. 我们已经把一个用来从管道中读取数据的文件句柄(RFD)添加到epoll描述符2. 这个时候从管道的另一端被写入了2KB的数据3. 调用epoll_wait(2),并且它会返回RFD,说明它已经准备好读取操作4. 然后我们读取了1KB的数据5. 调用epoll_wait(2)......Edge Triggered 工作模式:如果我们在第1步将RFD添加到epoll描述符的时候使用了EPOLLET标志,那么在第5步调用epoll_wait(2)之后将有可能会挂起,因为剩余的数据还存在于文件的输入缓冲区内,而且数据发出端还在等待一个针对已经发出数据的反馈信息。只有在监视的文件句柄上发生了某个事件的时候 ET 工作模式才会汇报事件。因此在第5步的时候,调用者可能会放弃等待仍在存在于文件输入缓冲区内的剩余数据。在上面的例子中,会有一个事件产生在RFD句柄上,因为在第2步执行了一个写操作,然后,事件将会在第3步被销毁。因为第4步的读取操作没有读空文件输入缓冲区内的数据,因此我们在第5步调用 epoll_wait(2)完成后,是否挂起是不确定的。epoll工作在ET模式的时候,必须使用非阻塞套接口,以避免由于一个文件句柄的阻塞读/阻塞写操作把处理多个文件描述符的任务饿死。最好以下面的方式调用ET模式的epoll接口,在后面会介绍避免可能的缺陷。 i 基于非阻塞文件句柄 ii 只有当read(2)或者write(2)返回EAGAIN时才需要挂起,等待。但这并不是说每次read时都需要循环读,直到读到产生一个EAGAIN才认为此次事件处理完成,当read返回的读到的数据长度小于请求的数据长度时,就可以确定此时缓冲中已没有数据了,也就可以认为此事读事件已处理完成。Level Triggered 工作模式相反的,以LT方式调用epoll接口的时候,它就相当于一个速度比较快的poll(2),并且无论后面的数据是否被使用,因此他们具有同样的职能。因为即使使用ET模式的epoll,在收到多个chunk的数据的时候仍然会产生多个事件。调用者可以设定EPOLLONESHOT标志,在 epoll_wait(2)收到事件后epoll会与事件关联的文件句柄从epoll描述符中禁止掉。因此当EPOLLONESHOT设定后,使用带有 EPOLL_CTL_MOD标志的epoll_ctl(2)处理文件句柄就成为调用者必须作的事情。然后详细解释ET, LT:LT(level triggered)是缺省的工作方式,并且同时支持block和no-block socket.在这种做法中,内核告诉你一个文件描述符是否就绪了,然后你可以对这个就绪的fd进行IO操作。如果你不作任何操作,内核还是会继续通知你的,所以,这种模式编程出错误可能性要小一点。传统的select/poll都是这种模型的代表.ET(edge-triggered)是高速工作方式,只支持no-block socket。在这种模式下,当描述符从未就绪变为就绪时,内核通过epoll告诉你。然后它会假设你知道文件描述符已经就绪,并且不会再为那个文件描述符发送更多的就绪通知,直到你做了某些操作导致那个文件描述符不再为就绪状态了(比如,你在发送,接收或者接收请求,或者发送接收的数据少于一定量时导致了一个EWOULDBLOCK 错误)。但是请注意,如果一直不对这个fd作IO操作(从而导致它再次变成未就绪),内核不会发送更多的通知(only once),不过在TCP协议中,ET模式的加速效用仍需要更多的benchmark确认(这句话不理解)。在许多测试中我们会看到如果没有大量的idle -connection或者dead-connection,epoll的效率并不会比select/poll高很多,但是当我们遇到大量的idle- connection(例如WAN环境中存在大量的慢速连接),就会发现epoll的效率大大高于select/poll。(未测试)另外,当使用epoll的ET模型来工作时,当产生了一个EPOLLIN事件后,读数据的时候需要考虑的是当recv返回的大小如果等于请求的大小,那么很有可能是缓冲区还有数据未读完,也意味着该次事件还没有处理完,所以还需要再次读取: 这里只是说明思路(参考《UNIX网络编程》) while(rs) {buflen = recv(activeevents[i].data.fd, buf, sizeof(buf), 0);if(buflen < 0){// 由于是非阻塞的模式,所以当errno为EAGAIN时,表示当前缓冲区已无数据可读// 在这里就当作是该次事件已处理处.if(errno == EAGAIN)break; else return; }else if(buflen == 0) { // 这里表示对端的socket已正常关闭. } if(buflen == sizeof(buf) rs = 1; // 需要再次读取 else rs = 0; } 还有,假如发送端流量大于接收端的流量(意思是epoll所在的程序读比转发的socket要快),由于是非阻塞的socket,那么send函数虽然返回,但实际缓冲区的数据并未真正发给接收端,这样不断的读和发,当缓冲区满后会产生EAGAIN错误(参考man send),同时,不理会这次请求发送的数据.所以,需要封装socket_send的函数用来处理这种情况,该函数会尽量将数据写完再返回,返回-1表示出错。在socket_send内部,当写缓冲已满(send返回-1,且errno为EAGAIN),那么会等待后再重试.这种方式并不很完美,在理论上可能会长时间的阻塞在socket_send内部,但暂没有更好的办法. ssize_t socket_send(int sockfd, const char* buffer, size_t buflen) { ssize_t tmp; size_t total = buflen; const char *p = buffer; while(1) { tmp = send(sockfd, p, total, 0); if(tmp < 0) { // 当send收到信号时,可以继续写,但这里返回-1. if(errno == EINTR) return -1; // 当socket是非阻塞时,如返回此错误,表示写缓冲队列已满, // 在这里做延时后再重试. if(errno == EAGAIN) { usleep(1000); continue; } return -1; } if((size_t)tmp == total) return buflen; total -= tmp; p += tmp; } return tmp; } 二、epoll在LT和ET模式下的读写方式 在一个非阻塞的socket上调用read/write函数, 返回EAGAIN或者EWOULDBLOCK(注: EAGAIN就是EWOULDBLOCK) 从字面上看, 意思是: * EAGAIN: 再试一次 * EWOULDBLOCK: 如果这是一个阻塞socket, 操作将被block * perror输出: Resource temporarily unavailable 总结: 这个错误表示资源暂时不够, 可能read时, 读缓冲区没有数据, 或者, write时,写缓冲区满了 。 遇到这种情况, 如果是阻塞socket, read/write就要阻塞掉。 而如果是非阻塞socket, read/write立即返回-1, 同 时errno设置为EAGAIN. 所以, 对于阻塞socket, read/write返回-1代表网络出错了. 但对于非阻塞socket, read/write返回-1不一定网络真的出错了. 可能是Resource temporarily unavailable. 这时你应该再试, 直到Resource available. 综上, 对于non-blocking的socket, 正确的读写操作为: 读: 忽略掉errno = EAGAIN的错误, 下次继续读 写: 忽略掉errno = EAGAIN的错误, 下次继续写 对于select和epoll的LT模式, 这种读写方式是没有问题的. 但对于epoll的ET模式, 这种方式还有漏洞. epoll的两种模式 LT 和 ET
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澎湃新闻对话腾讯丁珂:从 "治已病 "到 "治未病",企业需快速构建 "安全免疫力"--丁珂指出,对企业而言,安全不是成本而是生命线 丁珂指出,对企业而言,安全不是成本而是生命线,也是商业 "硬币 "的另一面。在数字智能化的新阶段,发展驱动安全建设已成为普遍共识,企业需要转变安全思维,从被动建设到主动防御,构建一套新的安全范式和框架,以更加积极、主动的安全观来提升数字安全免疫力,以 "治未病 "的理念取代 "治已病",前置安全,快速构建 "安全免疫力"。对 "已病",前置预判,及时应对处置安全风险,才能维护品牌价值,保障健康发展。 与此同时,安全建设还普遍存在 "不知道往哪投、怎么投 "的痛点。对此,腾讯安全提出,企业可以按照数字安全免疫模型的框架进行安全全局部署,重点在业务安全、数据安全、安全运维管理、边界安全、终端安全、应用开发安全等薄弱环节的关键领域注入 "免疫增强针"。 今年进入公众视野的AIGC还在产业化、产品化的过程中,但大量攻击者已经利用它生成攻击脚本、钓鱼邮件,甚至伪造身份进行诈骗。"人工智能本身是否安全,会不会让网络更不安全? 腾讯安全研究认为,AIGC的风险主要集中在 "无法解释 "和 "无法追踪 "的特点上,但这在技术上是能够找到应对方法的。丁珂谈到,AIGC作为生产力的巨大提升,确实会带来更复杂的攻防态势和更大的防御难度。但任何新技术都要经历这样的周期。而法律法规也会随着技术的演进而不断更新,使新技术的发展更加规范和健全。 丁珂认为,随着我国网络安全法律法规体系的不断完善,合规性将给企业推进网络安全带来很大的推动力,并很直观地展现在需求端。未来,伴随着数据要素市场的建立或企业对数据价值的挖掘,也将带动数据安全市场的快速增长。 对于腾讯安全的商业逻辑和运营,丁珂表示,不谋求建立竞争壁垒,而是期望与生态共同发展,腾讯安全希望通过能力开放,实现安全与业务相伴的生态模式。 谈到未来,丁磊表示,安全领域已经进入加速发展期,在蓝海中会持续关注很多新的业务领域,希望孵化出新的商业模式,腾讯安全团队也会持续关注并抓住机会做好产品。 以下为采访实录(在不改变原意的基础上略有删减): 冲浪新闻:当前,以人工智能、大数据等新技术为驱动的第四次工业革命正向纵深推进,给人类生产生活带来深刻变革。而互联网作为新技术的载体,面临的安全挑战不仅数量越来越多,形式也越来越复杂。从互联网安全从业者的角度,腾讯观察到近年来国内外网络安全形势发生了哪些变化?这些变化呈现出怎样的趋势?
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windows下进程间通信的(13种方法)-摘 要 本文讨论了进程间通信与应用程序间通信的含义及相应的实现技术,并对这些技术的原理、特性等进行了深入的分析和比较。 ---- 关键词 信号 管道 消息队列 共享存储段 信号灯 远程过程调用 Socket套接字 MQSeries 1 引言 ---- 进程间通信的主要目的是实现同一计算机系统内部的相互协作的进程之间的数据共享与信息交换,由于这些进程处于同一软件和硬件环境下,利用操作系统提供的的编程接口,用户可以方便地在程序中实现这种通信;应用程序间通信的主要目的是实现不同计算机系统中的相互协作的应用程序之间的数据共享与信息交换,由于应用程序分别运行在不同计算机系统中,它们之间要通过网络之间的协议才能实现数据共享与信息交换。进程间通信和应用程序间通信及相应的实现技术有许多相同之处,也各有自己的特色。即使是同一类型的通信也有多种的实现方法,以适应不同情况的需要。 ---- 为了充分认识和掌握这两种通信及相应的实现技术,本文将就以下几个方面对这两种通信进行深入的讨论:问题的由来、解决问题的策略和方法、每种方法的工作原理和实现、每种实现方法的特点和适用的范围等。 2 进程间的通信及其实现技术 ---- 用户提交给计算机的任务最终都是通过一个个的进程来完成的。在一组并发进程中的任何两个进程之间,如果都不存在公共变量,则称该组进程为不相交的。在不相交的进程组中,每个进程都独立于其它进程,它的运行环境与顺序程序一样,而且它的运行环境也不为别的进程所改变。运行的结果是确定的,不会发生与时间相关的错误。 ---- 但是,在实际中,并发进程的各个进程之间并不是完全互相独立的,它们之间往往存在着相互制约的关系。进程之间的相互制约关系表现为两种方式: ---- (1) 间接相互制约:共享CPU ---- (2) 直接相互制约:竞争和协作 ---- 竞争——进程对共享资源的竞争。为保证进程互斥地访问共享资源,各进程必须互斥地进入各自的临界段。 ---- 协作——进程之间交换数据。为完成一个共同任务而同时运行的一组进程称为同组进程,它们之间必须交换数据,以达到协作完成任务的目的,交换数据可以通知对方可以做某事或者委托对方做某事。 ---- 共享CPU问题由操作系统的进程调度来实现,进程间的竞争和协作由进程间的通信来完成。进程间的通信一般由操作系统提供编程接口,由程序员在程序中实现。UNIX在这个方面可以说最具特色,它提供了一整套进程间的数据共享与信息交换的处理方法——进程通信机制(IPC)。因此,我们就以UNIX为例来分析进程间通信的各种实现技术。 ---- 在UNIX中,文件(File)、信号(Signal)、无名管道(Unnamed Pipes)、有名管道(FIFOs)是传统IPC功能;新的IPC功能包括消息队列(Message queues)、共享存储段(Shared memory segment)和信号灯(Semapores)。 ---- (1) 信号 ---- 信号机制是UNIX为进程中断处理而设置的。它只是一组预定义的值,因此不能用于信息交换,仅用于进程中断控制。例如在发生浮点错、非法内存访问、执行无效指令、某些按键(如ctrl-c、del等)等都会产生一个信号,操作系统就会调用有关的系统调用或用户定义的处理过程来处理。 ---- 信号处理的系统调用是signal,调用形式是: ---- signal(signalno,action) ---- 其中,signalno是规定信号编号的值,action指明当特定的信号发生时所执行的动作。 ---- (2) 无名管道和有名管道 ---- 无名管道实际上是内存中的一个临时存储区,它由系统安全控制,并且独立于创建它的进程的内存区。管道对数据采用先进先出方式管理,并严格按顺序操作,例如不能对管道进行搜索,管道中的信息只能读一次。 ---- 无名管道只能用于两个相互协作的进程之间的通信,并且访问无名管道的进程必须有共同的祖先。 ---- 系统提供了许多标准管道库函数,如: pipe——打开一个可以读写的管道; close——关闭相应的管道; read——从管道中读取字符; write——向管道中写入字符; ---- 有名管道的操作和无名管道类似,不同的地方在于使用有名管道的进程不需要具有共同的祖先,其它进程,只要知道该管道的名字,就可以访问它。管道非常适合进程之间快速交换信息。 ---- (3) 消息队列(MQ) ---- 消息队列是内存中独立于生成它的进程的一段存储区,一旦创建消息队列,任何进程,只要具有正确的的访问权限,都可以访问消息队列,消息队列非常适合于在进程间交换短信息。 ---- 消息队列的每条消息由类型编号来分类,这样接收进程可以选择读取特定的消息类型——这一点与管道不同。消息队列在创建后将一直存在,直到使用msgctl系统调用或iqcrm -q命令删除它为止。 ---- 系统提供了许多有关创建、使用和管理消息队列的系统调用,如: ---- int msgget(key,flag)——创建一个具有flag权限的MQ及其相应的结构,并返回一个唯一的正整数msqid(MQ的标识符); ---- int msgsnd(msqid,msgp,msgsz,msgtyp,flag)——向队列中发送信息; ---- int msgrcv(msqid,cmd,buf)——从队列中接收信息; ---- int msgctl(msqid,cmd,buf)——对MQ的控制操作; ---- (4) 共享存储段(SM) ---- 共享存储段是主存的一部分,它由一个或多个独立的进程共享。各进程的数据段与共享存储段相关联,对每个进程来说,共享存储段有不同的虚拟地址。系统提供的有关SM的系统调用有: ---- int shmget(key,size,flag)——创建大小为size的SM段,其相应的数据结构名为key,并返回共享内存区的标识符shmid; ---- char shmat(shmid,address,flag)——将当前进程数据段的地址赋给shmget所返回的名为shmid的SM段; ---- int shmdr(address)——从进程地址空间删除SM段; ---- int shmctl (shmid,cmd,buf)——对SM的控制操作; ---- SM的大小只受主存限制,SM段的访问及进程间的信息交换可以通过同步读写来完成。同步通常由信号灯来实现。SM非常适合进程之间大量数据的共享。 ---- (5) 信号灯 ---- 在UNIX中,信号灯是一组进程共享的数据结构,当几个进程竞争同一资源时(文件、共享内存或消息队列等),它们的操作便由信号灯来同步,以防止互相干扰。 ---- 信号灯保证了某一时刻只有一个进程访问某一临界资源,所有请求该资源的其它进程都将被挂起,一旦该资源得到释放,系统才允许其它进程访问该资源。信号灯通常配对使用,以便实现资源的加锁和解锁。 ---- 进程间通信的实现技术的特点是:操作系统提供实现机制和编程接口,由用户在程序中实现,保证进程间可以进行快速的信息交换和大量数据的共享。但是,上述方式主要适合在同一台计算机系统内部的进程之间的通信。 3 应用程序间的通信及其实现技术 ---- 同进程之间的相互制约一样,不同的应用程序之间也存在竞争和协作的关系。UNIX操作系统也提供一些可用于应用程序之间实现数据共享与信息交换的编程接口,程序员可以通过自己编程来实现。如远程过程调用和基于TCP/IP协议的套接字(Socket)编程。但是,相对普通程序员来说,它们涉及的技术比较深,编程也比较复杂,实现起来困难较大。 ---- 于是,一种新的技术应运而生——通过将有关通信的细节完全掩盖在某个独立软件内部,即底层的通讯工作和相应的维护管理工作由该软件内部来实现,用户只需要将通信任务提交给该软件去完成,而不必理会它的具体工作过程——这就是所谓的中间件技术。 ---- 我们在这里分别讨论这三种常用的应用程序间通信的实现技术——远程过程调用、会话编程技术和MQSeries消息队列技术。其中远程过程调用和会话编程属于比较低级的方式,程序员参与的程度较深,而MQSeries消息队列则属于比较高级的方式,即中间件方式,程序员参与的程度较浅。 ---- 4.1 远程过程调用(RPC)
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Grid++Report 锐浪报表开发常见问题解答集锦-报表设计 问:怎样在设计时打印预览报表? 答:为了及时查看报表的设计效果,Grid++Report 报表设计应用程序提供了四种查看视图:普通视图、页面视图、预览视图与查询视图。通过窗口下边的 Tab 按钮可以在四种视图中任意切换。在预览视图中查看报表的打印预览效果,在查询视图中查看报表的查询显示效果。如果在报表的记录集提供了数据源连接串与查询 SQL,在进入预览视图与查询视图时会利用数据源连接串与查询 SQL 从数据源中自动取数,否则 Grid++Report 将自动生成模拟数据进行模拟打印预览与查询显示。注意:在预览视图与查询视图中看到的报表运行结果有可能与在你程序中的最终运行结果有差异,因为在报表的生成过程中我们可以在程序中对报表的生成行为进行一定的控制。 问:怎样用 Grid++Report 设计交叉表? 答:Grid++Report 没有提供专门实现交叉表的功能,其它的报表构件提供的交叉表功能一般也比较死板和功能有限。利用 Grid++Report 的编程接口可以做出灵活多变,功能丰富的交叉表。示例程序 CrossTab 就是一个实现交叉表的例子程序,认真领会此例子程序,你就可以做出自己想要各种交叉表,并能提取一些共用代码,便于重复使用。 问:怎样设置整个报表的缺省字体? 答:设置报表主对象的字体属性,也就是设置了整个报表的缺省字体。如果改变报表主对象的字体属性,则没有专门的设置字体属性的子对象的字体属性也跟随改变。同样每个报表节与明细网格也有字体属性,他们的字体属性也就是其拥有的子对象的缺省字体。 问:怎样在打印时限制一页的输出行数? 答:设定明细网格的内容行的‘每页行数(RowsPerPage)’属性即可。另外要注意‘调节行高(AdjustRowHeight)’属性值:为真时根据页面的输出高度自动调整行的高度,使整个页面的输出区域充满。为假时按设计时的高度输出行。 问:怎样显示中文大写金额? 答:将对象的“格式(Format)”属性设为 “$$” 及可,可以设置格式的对象有:字段(IGRField)、参数(IGRParameter)、系统变量(IGRSystemVarBox)与综合文字框(IGRMemoBox),其中综合文字框是在报表式上设格式。 问:能否实现自定义纸张与票据打印? 答:Grid++Report 完全支持自定义纸张的打印,只要在报表设定时在页面设置中选定自定义纸张,并指定准确的纸张尺寸。当然要在最终输出时得道合适的打印结果,输出打印机必须支持自定义纸张打印。Windows2000/XP/2003 操作系统上可以在打印机上定义自定义纸张,也可以采用这种方式实现自定义纸张打印。 问:怎样实现 0 值不打印? 答:直接设置格式串就可以,在“数字格式”设置对话框中选定“0 不显示”,就会得到合适的格式串。也可以通过直接录入格式串来指定 0 不显示,但格式串必须符合 Grid++Report 的规定格式。另一种实现办法是在报表获取明细记录数据时,在 BeforePostRecord 事件中将值为零的字段设为空,调用字段的 Clear 方法将字段置为空。 问:怎样实现多栏报表? 答:在明细网格上设‘页栏数(PageColumnCount)’属性值大于 1 即可。通过 Grid++Report 的“页栏输出顺序”还可以指定多栏报表的输出顺序是“先从上到下”还是“先从左到右”。 问:如何实现票据套打? 答:Grid++Report 为实现票据套打做了很多专门的安排:报表设计器提供了页面设计模式,按照设定的纸张尺寸显示设计面板,如果将空白票据的扫描图设为设计背景图,在定位报表内容的输出位置会非常方便。报表部件可以设定打印类别,非套打输出的内容在套打打印模式下就不会输出。 问:Grid++Report 有没有横向分页功能? 答:回答是肯定的,在列的总宽度超过打印页面的输出宽度时,Grid++Report 可以另起新页输出剩余的列,如果左边存在锁定列,锁定列可以在后面的新页中重复输出,这样可以保证关键数据列在每一页都有输出。仔细体会 Grid++Report 提供的多种打印适应策略,选用最合适的方式。Grid++Report 的多种打印适应策略为开发动态报表提供了很好的支持。 问:怎样实现报表本页小计功能? 答:定义一个报表分组,将本分组定义为页分组,在本分组的分组头与分组尾上定义统计。页分组就是在每页产生一个分组项,在每页的上端与下端都会分别显示页分组的分组头与分组尾,页分组不用定义分组依据字段。 报表运行 问:怎样与数据库建立连接? 答:如果在设计报表时指定了数据集的数据源连接串与查询 SQL 语句,Grid++Report 采用拉模式直接从数据源取得报表数据,Grid++Report 利用 OLE DB 从数据源取数,OLE DB 提供了广泛的数据源操作能力。如果 Grid++Report 的数据来源采用推模式,即 Grid++Report 不直接与数据库建立连接,各种编程语言/平台都提供了很好的数据库连接方式,并且易于操作,应用程序在报表主对象(IGridppReport)的 FetchRecord 事件中将数据传入,例子程序提供了各种编程语言填入数据的通用方法,对C++Builder 和 Delphi 还进行了专门的包装,直接关联 TDataSet 对象也可以将 TDataSet 对象中的数据传给报表。 问:打印时能否对打印纸张进行自适应?支持表格的折行打印吗? 答:Grid++Report 在打印时采用多种适应策略,通过设置明细网格(IGRDetailGrid)的‘打印策略(PrintAdaptMethod)’属性指定打印策略。(1)丢弃:按设计时列的宽度输出,超出范围的内容不显示。(2)绕行:按设计时列的宽度输出,如果在当前行不能完整输出,则另起新行进行输出。(3)缩放适应:对所有列的输出宽度进行按比例地缩放,使总宽度等于页面的输出宽度。(4)缩小适应:如果列的总宽度小于页面的输出宽度,对所有列的输出宽度进行按比例地缩小,使总宽度等于页面的输出宽度。(5)横向分页:超范围的列在新页中输出。(6)横向分页并重复锁定列。 问:如何改变缺省打印预览窗口的窗口标题? 答:改变报表主对象的‘标题(Title)’属性即可。 问:利用集合对象的编程接口取子对象的接口引用,但不是自己期望的结果。 答:Grid++Report中所有集合对象的下标索引都是从 1 开始,另按对象的名称查找对象的接口引用时,名称字符是不区分大小写的。 问:怎样在运行时控制报表中各个对象的可见性?即怎样在运行时显示或隐藏对象? 答:在报表主对象(GridppReport)的 SectionFormat 事件中设定相应报表子对象的可见(Visible)属性即可。 问:报表主对象重新载入数据,设计器中为什么没有反映新载入的数据? 答:应调用 IGRDesigner 的 Reload 方法。 问:怎样实现不进入打印预览界面,直接将报表打印出来?