本發(fā)明涉及一種基于復(fù)合尺度頁的頁表分區(qū)管理裝置和方法。
背景技術(shù)：
：隨著安全關(guān)鍵領(lǐng)域系統(tǒng)使用要求越來越為復(fù)雜，特別是物理綜合和功能綜合的需求被引入到航空、航天等領(lǐng)域，要求安全關(guān)鍵領(lǐng)域的嵌入式操作系統(tǒng)，能夠為上層應(yīng)用提供不同分區(qū)下的綜合使用及隔離保護功能。為此，操作系統(tǒng)需要充分利用處理器的存儲管理單元(MMU)，特別是頁表管理方法，為不同分區(qū)邏輯空間，映射不同的物理地址空間，從而為分區(qū)提供彼此不能交叉訪問的空間隔離。經(jīng)典的頁表管理方法，將邏輯地址空間和物理地址空間，分割成4KB大小的頁來進行管理，同時將每4KB邏輯地址向物理地址的映射關(guān)系，保存到內(nèi)存中，形成頁表。4KB頁表，以頁目錄表的基地址作為整個頁表的基本上下文標識，在使用時，將32位頁邏輯地址的第31位到第22位作為索引，在頁目錄表找到相應(yīng)的頁目錄項，得到二級頁表基地址；之后根據(jù)32位邏輯地址的第21位到第12位作為索引，在二級頁表中找到相應(yīng)的頁表項，在頁表項中得到相應(yīng)的頁物理地址。經(jīng)典的4KB頁表映射的基本原理如圖1所示。經(jīng)典操作系統(tǒng)的設(shè)計，由于面向復(fù)雜應(yīng)用場合的使用要求，需能夠處理用戶反復(fù)的、變化尺度的空間申請和釋放過程。這種條件下，使用4KB尺度的頁，將使得物理地址空間，不會因為被申請和釋放的空間大小的變化而造成太多空間碎片和資源浪費。但是，對于安全關(guān)鍵系統(tǒng)的應(yīng)用，根據(jù)安全性規(guī)范要求，是不允許使用空間的動態(tài)申請和釋放的。面向這種需求，以4KB為單位的頁管理，就體現(xiàn)出了兩個缺陷。一個缺陷，是頁表需要占據(jù)較大空間。以一個分區(qū)內(nèi)，需要管理4GB邏輯空間為例，若以4KB頁進行管理，則一個分區(qū)總共需要4MB+4KB的頁表空間。對于實現(xiàn)分區(qū)隔離功能，若每個分區(qū)都擁有一個獨立的頁表，則一個系統(tǒng)中，僅頁表就需要占據(jù)非常大的空間。另一個缺陷，當前大部分處理器都使用了空間映射關(guān)系的緩沖技術(shù)，以減少頻繁從內(nèi)存中獲取頁表項所花費的開銷。很多處理器提供了包括256B、4KB到256MB在內(nèi)的多種尺度空間映射的緩沖，這種條件下，若仍舊只使用4KB頁，則由于每次映射的范圍較小，出現(xiàn)地址未映射到的可能性較大，會頻繁出現(xiàn)映射緩沖未命中的情況，系統(tǒng)的時間開銷增大。因此，需要根據(jù)安全關(guān)鍵系統(tǒng)的應(yīng)用場景，提出一種充分利用處理器不同尺度映射緩沖機制的頁表管理機制，以一種專用的頁表管理方法，提升安全關(guān)鍵系統(tǒng)下分區(qū)隔離功能的實 現(xiàn)效率。技術(shù)實現(xiàn)要素：本發(fā)明的目的是，能夠根據(jù)安全關(guān)鍵系統(tǒng)的專用使用場景，進行頁表尺度的設(shè)計，并逐步進行各分區(qū)空間的映射，在實現(xiàn)空間隔離功能的基礎(chǔ)上，充分利用硬件資源，最終達到優(yōu)化分區(qū)管理功能開銷的目的。本發(fā)明了一種使用多尺度復(fù)合頁表，進行分區(qū)空間頁表映射管理的裝置和方法，即基于復(fù)合尺度頁的頁表分區(qū)管理裝置，包括：具備存儲管理模塊的處理器、內(nèi)存、頁表模塊、物理地址空間、邏輯地址空間、分區(qū)模塊；處理器執(zhí)行整個頁表的構(gòu)建與切換過程，同時進行分區(qū)模塊的管理，其內(nèi)部必須包含存儲管理模塊；存儲管理模塊提供頁表映射發(fā)揮作用的場所，完成邏輯地址向物理地址的映射；內(nèi)存用于存儲頁表并為分區(qū)提供運行空間；物理地址空間標識實際的物理設(shè)備在計算機地址線上訪問的地址空間；邏輯地址空間則標識處理器所能夠訪問的地址空間；頁表模塊定義頁表構(gòu)建和切換的規(guī)則，還定義管理邏輯空間向物理空間的映射關(guān)系；分區(qū)模塊用于管理相關(guān)資源的數(shù)據(jù)，相關(guān)資源包括私有的物理地址空間和邏輯地址空間，不同分區(qū)的物理地址空間不相同；分區(qū)模塊中，每一個分區(qū)具備相應(yīng)的邏輯空間，包括邏輯空間起始地址，以及分區(qū)大小，每一個分區(qū)的邏輯起始地址，為一個三十二位的數(shù)據(jù)；分區(qū)模塊中，每一個分區(qū)具備相應(yīng)的物理空間，包括物理空間起始地址，每一個分區(qū)的物理起始地址，為一個三十二位的數(shù)據(jù)；分區(qū)模塊中，每一個分區(qū)根據(jù)訪問的屬性分多個段，段的類型包括代碼段、只讀數(shù)據(jù)段、可讀寫數(shù)據(jù)段和堆棧段；每個分區(qū)的邏輯地址和物理地址的映射關(guān)系，是通過隸屬于每個分區(qū)的空間上下文進行管理的。頁表模塊包括頁目錄表、頁目錄表基址以及二級頁表；頁目錄表是內(nèi)存中的一段數(shù)據(jù)，頁目錄表基址保持在每個分區(qū)的空間上下文中，指明該頁表隸屬于哪一個分區(qū)；頁目錄表中的每一個成員，為頁目錄項或大頁表項，頁目錄項或大頁表項在頁目錄表中的位置，是通過三十二位邏輯地址的最高m位進行索引的，一個頁目錄項或大頁表項所能夠管理的邏輯空間，為2的(32-m)次方，m為6-14之間的任意整數(shù)；頁目錄項為三十二位的字段，三十二位的字段分為“頁目錄項標識位”，“二級頁表基地址”和“二級頁表屬性”，“頁目錄項標識位”表明頁目錄項身份；“二級頁表基地址”表明指向的二級頁表的基地址，“二級頁表屬性”表明二級頁表的訪問權(quán)限屬性；大頁表項為三十二位的字段，三十二位的字段分為“頁目錄項標識位”、“頁基地址”、“頁尺度”以及“頁屬性”，其中“頁目錄項標識位”表明大頁表項身份；“頁基地址”標識大頁的物理基地址，“頁尺度”決定大頁表項所能管理的所有頁的大小，“頁屬性”決定頁訪問權(quán)限；大頁表項所能管理的大頁的尺度為2的(32-m)次方字節(jié)，到2的32次方字節(jié)之內(nèi)大小的頁，若大頁表項管理的頁尺度為2的(32-x)次方字節(jié)(x為0到m之間的值)，則頁目錄表中的2的m-x次方的大頁表項，應(yīng)該重復(fù)同樣的內(nèi)容；二級頁表中的每一個成員，為頁表項，頁表項在頁表中的位置是通過三十二位邏輯地址中的最高m位之后的n位進行索引的，n為1到24-m之間的任意整數(shù)，二級頁表中頁表項所能管理的邏輯空間，為2的32-m-n次方；頁表項為32位字段，分為“頁基地址”、“頁尺度”，以及“頁屬性”，其中“頁基地址”標識頁的物理基地址，“頁尺度”決定頁表項所能映射的所有頁大小，頁屬性決定所有可能的頁訪問權(quán)限，頁表項管理多種尺度的頁，其中，2的32-m-n次方字節(jié)，為頁表項所能管理的最小尺度的頁，2的32-m-1次方字節(jié)，為頁表項所能管理的最大尺度的頁，若頁表項管理的頁尺度為2的32-m-y次方字節(jié)，y為1到n之間的整數(shù)值，則頁表中的2的n-y次方的頁表項，應(yīng)該重復(fù)同樣的內(nèi)容；另，基于復(fù)合尺度頁的頁表分區(qū)管理方法，：包括：具備存儲管理模塊的處理器、內(nèi)存、頁表模塊、物理地址空間、邏輯地址空間、分區(qū)模塊；處理器執(zhí)行整個頁表的構(gòu)建與切換過程，同時進行分區(qū)模塊的管理，其內(nèi)部必須包含存儲管理模塊；存儲管理模塊提供頁表映射發(fā)揮作用的場所，完成邏輯地址向物理地址的映射；內(nèi)存用于存儲頁表并為分區(qū)提供運行空間；物理地址空間標識實際的物理設(shè)備在計算機地址線上訪問的地址空間；邏輯地址空間則標識處理器所能夠訪問的地址空間；頁表模塊定義頁表構(gòu)建和切換的規(guī)則，還定義管理邏輯空間向物理空間的映射關(guān)系；分區(qū)模塊用于管理相關(guān)資源的數(shù)據(jù)，相關(guān)資源包括私有的物理地址空間和邏輯地址空間，不同分區(qū)的物理地址空間不相同；步驟1)：在三十二位邏輯地址空間中，分區(qū)模塊為各分區(qū)分配邏輯起始地址以及分區(qū)大小；分區(qū)的邏輯起始地址，為一個三十二位的數(shù)據(jù)，分區(qū)的邏輯起始地址不與實際物理設(shè)備 的物理地址重合，與4KB大小對齊，分區(qū)的大小，為4KB的整數(shù)倍。步驟2)：將分區(qū)的空間分為多個段，各段空間連續(xù)且大小為4KB的整數(shù)倍，在分區(qū)邏輯空間內(nèi)，為各段分配邏輯地址空間，在物理地址空間的內(nèi)存中，為各段分配相應(yīng)的物理地址空間；步驟3)：在頁表模塊中選擇的頁尺度，頁尺度是實際硬件存儲管理模塊支持的映射大小中的子集，可選頁的大小應(yīng)該與分區(qū)空間規(guī)劃過程，得到的段的大小具有相同的量級；步驟4)：為每一個分區(qū)構(gòu)建一個獨立的頁表，每個分區(qū)在內(nèi)存中，申請一個頁目錄表空間，將該頁目錄表的首地址，作為該分區(qū)的空間管理上下文；步驟5)：進行分區(qū)空間映射管理，將分區(qū)的空間根據(jù)允許訪問的屬性分段，段的類型包括但不限于代碼段、只讀數(shù)據(jù)段、可讀寫數(shù)據(jù)段或堆棧段；步驟6)：通過分區(qū)頁表，對各段空間依次進行映射，步驟7)：從每個段的邏輯首地址開始，首先使用尺度最大的頁進行映射，若不能成功，則選用次大尺度的頁進行映射，直到找到一個合適的最大頁為止，完成該段空間首個頁邏輯地址向物理地址的映射；步驟8)：對每個段的余下的空間，繼續(xù)使用尺度最大的頁進行映射，若不能成功，則選用次大尺度的頁進行映射，直到找到一個合適的最大頁為止，直到該段空間全部映射到頁表中為止；步驟9)：若分區(qū)有剩余段，則執(zhí)行步驟7)，若分區(qū)無剩余段，分區(qū)頁表對各段空間依次映射結(jié)束。3.根據(jù)權(quán)利要求2所述的基于復(fù)合尺度頁的頁表進行分區(qū)管理的方法，步驟7)中：若選定頁的尺度大于或等于頁目錄項所能夠管理的大小2的(32-m)次方字節(jié)時，則根據(jù)邏輯地址，得到頁目錄表中相應(yīng)位置的頁目錄項后，將“頁目錄項標識位”置為“大頁表項”狀態(tài)，并在該大頁表項中，依次在“頁基地址”字段填入頁的物理基地址、“頁尺度”字段填入頁大小，“頁屬性”字段填入頁屬性參數(shù)，完成大頁的映射。4.根據(jù)權(quán)利要求2所述的基于復(fù)合尺度頁的頁表進行分區(qū)管理的方法，步驟7)中：若選定頁的尺度小于頁目錄項所能夠管理的大小2的(32-m)次方字節(jié)時，則根據(jù)邏輯地址，得到頁目錄表中相應(yīng)位置的頁目錄項后，將“頁目錄項標識位”置為“頁目錄項”狀態(tài)，并從內(nèi)存中，申請一個二級頁表空間，將該頁表基地址填入頁目錄項中“二級頁表基地址”字段，并填寫“二級頁表屬性”字段。在新申請的二級頁表空間中，根據(jù)所申請頁的邏輯地址，索引到該頁在二級頁表中的頁表項，并在該頁表項中，依次填入“頁基地址”、“頁尺度”，以 及“頁屬性”字段。5.根據(jù)權(quán)利要求2所述的基于復(fù)合尺度頁的頁表進行分區(qū)管理的方法，其特征在于，無論是頁目錄表中的大頁表項，還是二級頁表中的頁表項，如果映射的頁尺度，大于一個頁表項所能夠管理的空間，則多個頁表項會重復(fù)這一頁表項的內(nèi)容，直到多個頁表項的尺度總和，等于所映射的頁尺度為止。6.根據(jù)權(quán)利要求2所述的基于復(fù)合尺度頁的頁表進行分區(qū)管理的方法，其特征在于，當處理器運行分區(qū)內(nèi)容發(fā)生頁表映射的未命中異常時，處理器從分區(qū)上下文空間中，獲取頁表基地址，并根據(jù)導致頁表映射未命中異常的邏輯地址，從頁表中索引到相應(yīng)的頁表項，將索引頁表項的頁邏輯地址，和頁表項中保存的頁物理地址，以及頁表項中相應(yīng)的頁屬性，放置于存儲管理模塊中，即可完成該邏輯空間向物理空間的映射。本發(fā)明具有的優(yōu)點和有益效果：本發(fā)明是一種使用多尺度復(fù)合頁表，進行分區(qū)空間頁表映射管理的優(yōu)化方法，通過這種方法，各分區(qū)占用的頁表空間可以極大的減??；分區(qū)運行過程中，頁映射未命中的幾率也會大大減少。同時，面向安全關(guān)鍵系統(tǒng)，此方法與4KB頁表管理方法相比，空間使用率也不會有任何額外的增加。附圖說明圖1是面向4KB頁進行邏輯地址轉(zhuǎn)換的原理示意圖；圖2是復(fù)合頁表進行空間管理的原理示意圖；圖3是一個頁目錄項設(shè)計的范例示意圖；圖4是一個大頁表項設(shè)計的范例示意圖；圖5是一個頁表項設(shè)計的范例示意圖；圖6是本方法進行分區(qū)管理的范例示意圖1；圖7是本方法進行分區(qū)管理的范例示意圖2；圖8是本方法進行分區(qū)管理的范例示意圖3；具體實施方式結(jié)合具體圖表進行實施方法的描述。如圖2所示，是一個可能的使用復(fù)合頁表進行空間管理，最終得到的空間映射示意圖。以針對MPC8548處理器的MMU機制，使用本方法進行設(shè)計為例。MPC8548的MMU機制，僅提供了TLB的映射方式，未對頁表的具體實現(xiàn)方法有任何限定，需要操作系統(tǒng)根據(jù)實際情況進行設(shè)計。MPC8548處理器的MMU，其TLB支持以下九種尺度的頁：表1尺度4KB16KB64KB256KB1MB4MB16MB64MB256MB此外，各分區(qū)的應(yīng)用，根據(jù)規(guī)模預(yù)估，每個分區(qū)會大約占用1MB到20MB空間。此時，根據(jù)以上處理器信息首先進行復(fù)合頁表的設(shè)計。1.復(fù)合頁表設(shè)計：1.1首先決定可供使用頁大小的選擇。綜合處理器可用的頁表尺度，以及應(yīng)用各分區(qū)的使用需求，可以決定選用的頁表尺度包括以下8種：表2PS0PS1PS2PS3PS4PS5PS6PS7尺度4KB16KB64KB256KB1MB4MB16MB64MB以上尺度，全部為MPC8548處理器中TLB支持的尺度，同時可以涵蓋應(yīng)用分區(qū)的空間范圍。1.2之后進行頁目錄項的設(shè)計。這一步的關(guān)鍵在于頁目錄項所管理的空間大小。經(jīng)典的頁表，頁目錄項管理的空間為4MB，此時，頁目錄表和頁表的大小均為4KB。這種情況下，當使用的頁為4MB及以上時，就可以節(jié)省4KB的頁表空間。但是從各應(yīng)用分區(qū)的需求尺度來看，出現(xiàn)4MB大小的段可能性很小。如果將頁目錄項管理的空間設(shè)為1MB，此時頁目錄表大小為16KB，頁表的大小為1KB。因此，使用此方法，若存在12個1MB的頁，可以保證比頁目錄項管理的方式節(jié)省更多頁表空間。此處選用頁目錄項管理的空間為1MB方式進行管理。即PDS為1MB。1.3將頁目錄項的32位中，最后一位定義為“頁目錄項標識”，當此位為1,時，表示為頁目錄項；為0時，表示為一個大頁表項。1.4作為頁目錄項，其指向一個1KB的頁表，因此需要32位中的22位，來表示頁表的地址。最后剩下的9位，可以用來標識頁表的讀寫訪問屬性。最后設(shè)計如圖3：其中，頁表屬性根據(jù)MPC8548的TLB屬性進行設(shè)計如下：表3位數(shù)屬性9UX，為1表示用戶態(tài)執(zhí)行允許屬性8SX，為1表示內(nèi)核態(tài)執(zhí)行允許屬性7UW，為1表示用戶態(tài)寫允許屬性6SW，為1表示內(nèi)核態(tài)寫允許屬性5UR，為1表示用戶態(tài)讀允許屬性4SR，為1表示內(nèi)核態(tài)讀允許屬性3W，為0表示write-back，為1表示write-through2I，為1表示cacheing-inhibited1G，為1表示GUARD屬性起作用1.5若作為大頁表項，其支持1MB、4MB、16MB、64MB四種頁尺度，需要2位來區(qū)分頁尺度。需要最多12位來標識頁基地址，9位來標識頁的訪問屬性。最終設(shè)計如圖4：其中頁表屬性的特征如表3，大頁表的頁尺度屬性如下：表4bit[1110]大頁尺度0064MB011MB104MB1116MB1.6對于頁表項的設(shè)計，其支持4KB、16KB、64KB、256KB四種頁尺度，需要2為來區(qū)分頁尺度，需要最多20位來標識頁基地址，9為來標識頁的訪問屬性。最終設(shè)計如圖5：其中，頁表的頁尺度屬性如下：表5bit[1110]大頁尺度00256KB014KB1016KB1164KB2.分區(qū)的規(guī)劃本范例中，使用2個分區(qū)，每個分區(qū)均分為代碼段、只讀數(shù)據(jù)段、可讀寫數(shù)據(jù)段、堆棧段四個部分。兩個分區(qū)的空間分配如下：表6分區(qū)A段名稱長度起始地址讀寫屬性代碼段0x5E10000xC0000000可執(zhí)行、不可讀寫只讀數(shù)據(jù)段0x820000xC05E1000不可執(zhí)行不可讀，可寫可讀寫數(shù)據(jù)段0x8410000xC0663000不可執(zhí)行，可讀寫堆棧段0x1500000xC0EA4000不可執(zhí)行，可讀寫表7分區(qū)B段名稱長度起始地址讀寫屬性代碼段0x44C0000xC0000000可執(zhí)行、不可讀寫只讀數(shù)據(jù)段0x740000xC044C000不可執(zhí)行不可讀，可寫可讀寫數(shù)據(jù)段0x5EA0000xC04C0000不可執(zhí)行，可讀寫堆棧段0x1000000xC0AAA000不可執(zhí)行，可讀寫3.頁表對分區(qū)空間的管理3.1為每個分區(qū)申請一個獨立的頁表。首先申請一個頁目錄表，將此頁目錄表的基地址，保存在分區(qū)的分區(qū)空間上下文中，以便分區(qū)切換時，進行頁表切換的操作。3.2如表6、表7所示，分區(qū)A和分區(qū)B的邏輯地址均從0xC0000000開始，每個段的大小均為4KB的整數(shù)倍，因此分區(qū)的總大小也為4KB的整數(shù)倍。為分區(qū)A分配的物理地址如下：段名稱長度起始地址物理起始地址代碼段0x5E10000xC00000000x08000000只讀數(shù)據(jù)段0x820000xC05E10000x085E1000可讀寫數(shù)據(jù)段0x8410000xC06630000x08663000堆棧段0x1500000xC0EA40000x08EA40003.3對分區(qū)中的逐個段，在頁表中逐步映射。以分區(qū)A為例，首先映射代碼段。其起始地址為0xC0000000，大小為0x5E1000，此時嘗試使用最大的頁64MB，對分區(qū)A代碼段進行映射。頁是否能夠映射代碼段的判據(jù)為以下兩個條件：a)該段邏輯起始地址與可選頁大小是否對齊？b)段長度是否大于或等于該頁大??？由于0x4000000大于0x5E1000，因此不能選用64MB，其次選擇16MB。由于0x1000000大于0x5E1000，因此不能選用16MB，其次選擇4MB。由于0x400000小于0x5E1000，因此首次選用4MB。在頁目錄表的偏移0xC0000000/0x100000＝0xC00處，得到頁目錄項。由于4MB大于頁目錄項所能夠管理的空間1MB，因此不需要申請二級頁表，直接在頁目錄項中使用4MB大頁表項，同時占據(jù)4個頁目錄項。此時得到的頁表如圖6：3.4分區(qū)A的代碼段中完成了4MB的映射，此時還剩下0x1E1000，剩下空間的起始邏輯地址為0xC0400000，繼續(xù)使用以上的兩個判據(jù)進行頁映射的選擇。此時從可選頁中從大到小依次判斷，得到1MB頁的選擇。在頁目錄表的偏移0xC04處，得到頁目錄項。由于1MB等于頁目錄項所能夠管理的空間1MB，因此不需要申請二級頁表，直接在頁目錄項中使用1MB大頁表項，占用一個頁目錄項。此時得到的頁表如圖7：分區(qū)A的代碼段中完成了5MB空間的映射，此時還剩下0xE1000，剩下空間的起始邏輯地址為0xC0500000，繼續(xù)使用以上的兩個判據(jù)進行頁映射的選擇。此時從可選頁中從大到小依次判斷，得到256KB頁的選擇。在頁目錄表的偏移0xC05處，得到頁目錄項。由于256KB小于頁目錄項所能夠管理的空間1MB，此時申請1KB的二級頁表空間。并在二級頁表的偏移0處，得到頁表項，進行256KB頁的映射。由于256KB是4KB的64倍，因此同時占據(jù)64個頁表項。此時得到的頁表如圖8：此時分區(qū)A的代碼段還剩下空間0xA1000，起始邏輯地址為0xC0540000。之后繼續(xù)對代碼段進行頁分配，依次還得到2個256KB的頁，2個64KB的頁和一個4KB的頁。此時，分區(qū)A的代碼段全部映射完成。3.5此時開始對分區(qū)A的只讀數(shù)據(jù)段進行管理。該段的邏輯起始地址為0xC05E1000，長度為0x82000。由于邏輯起始地址僅與4KB大小對齊，因此首先從4KB尺度頁進行映射。依次分配到3個4KB的頁。此時，剩下空間的邏輯起始地址為0xC05E4000，長度為0x7F000。地址與16KB(0x4000)對齊，且剩余長度大于16KB，因此使用16KB頁。依次分配到連續(xù)3個16KB頁。此時，剩下空間的邏輯起始地址為0xC05F0000，長度為0x73000。地址與64KB(0x10000)對齊，且剩余長度大于64KB，因此使用64KB頁。此時，剩下空間的邏輯起始地址為0xC0600000，長度為0x63000。地址與256KB(0x40000)對齊，且剩余長度大于256KB，因此使用256KB頁。此時，由于邏輯地址跨越到一個新的1MB對齊地址中，因此，在頁目錄表的0xC06偏移處，指向一個新申請的二級頁表，在新的頁表中，映射此256KB頁。按照以上的判據(jù)，繼續(xù)進行判斷，繼續(xù)得到2個64KB的頁，以及3個4KB的頁，之后完成分區(qū)A的數(shù)據(jù)段的映射。按照前述方法，最終完成分區(qū)A和分區(qū)B的空間映射管理。通過實際驗證，上述方法在MPC8548處理器中，能夠?qū)崿F(xiàn)分區(qū)隔離的功能，并且有效減少了頁表空間和TLB未命中的幾率。本發(fā)明還可以有其它多種實施例，在不背離本發(fā)明精神和實質(zhì)的情況下，熟悉本領(lǐng)域的技術(shù)人員當可根據(jù)本發(fā)明做出各種相應(yīng)的改變和變形，但這些相應(yīng)的改變和變形都應(yīng)屬于本發(fā)明所附的權(quán)利要求的保護范圍。當前第1頁1 2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