CN103294163A - 信息处理装置、信息处理系统和节能控制方法 - Google Patents

Abstract

本发明公开了信息处理装置、信息处理系统和节能控制方法。信息处理装置包括主存储单元和辅助存储单元。当设置节能模式时，继续向主存储单元供应电能，同时停止向主计算单元供应电能。主计算单元包括：操作状态信息处理单元，当转移到节能模式时，存储主计算单元的操作状态信息；存储目的地信息处理单元，存储指示操作状态信息的存储区域的存储目的地信息；电能供应停止控制单元，在存储操作状态信息和存储目的地信息之后停止向主计算单元供应电能；返回操作识别单元，在恢复向主计算单元供应电能之后确认返回操作识别信息并初始化主计算单元；和操作状态恢复单元，读取操作状态信息。

Description

信息处理装置、信息处理系统和节能控制方法

技术领域

本发明涉及信息处理装置、信息处理系统和节能控制方法，并且更具体地涉及对停止向处理器供应电能进行控制。

背景技术

存在对节省图像处理装置的功耗的持续的市场需求，所述图像处理装置包括诸如中央处理单元（CPU）之类的计算单元，在所述计算单元中，激活了节能控制功能，以根据装置的操作状态停止向装置中的每个单元进行电能供应。

例如，对于向采用x86系列CPU的信息处理装置应用的个人计算机（PC）结构，可以通过挂起到RAM（STR）和挂起模式来执行这样的节能控制。

当将STR模式用于节能模式时，继续向诸如随机存取存储器（RAM）之类的主存储设备供应电能，以在保持存储的数据（即刷新操作）的同时停止向CPU的电能供应，从而能够存储信息处理装置的操作状态。通过采用这样的配置，当从节能模式返回到常规操作模式时，信息处理装置能够快速地返回到常规操作模式，所述常规操作模式是在转移到如WO2001/033322A2（对应于专利申请“P2003-519830-A”的PCT国际公开的公布的日文翻译）公开的节能模式之前的模式。

此外，可以采用挂起模式来执行节能控制，其中当复位装置时，检查是否存在跳跃代码（jump code）。如果检测到跳跃代码，则执行加载器过程而不初始化硬件，如JP-2003-248580-A所公开的那样。

然而，公布的专利申请“P2003-519830-A”公开了使用适用于PC结构的STR模式的技术，这样的技术无法被用于采用不同结构的其他信息处理装置。JP-2003-248580-A公开了适用于挂起模式的技术，但当复位软件时继续向CPU电能供应。

发明内容

在本发明的一个方面中，设计出了一种信息处理装置。所述信息处理装置包括：主存储单元；主计算单元，其使用处理设备，当为所述信息处理装置设置节能模式时，继续向所述主存储单元供应电能，同时停止向所述主计算单元供应电能；操作状态信息处理单元，其使用所述主计算单元，以当转移到所述节能模式时，将指示所述主计算单元的操作状态的操作状态信息存储到所述主存储单元中；存储目的地信息处理单元，其使用所述主计算单元，以将指示所述主存储单元中的所述操作状态信息的存储区域的存储目的地信息存储到与所述主存储单元不同的辅助存储单元中；电能供应停止控制单元，其使用所述主计算单元，以在存储所述操作状态信息和存储目的地信息之后停止向所述主计算单元供应电能；返回操作识别单元，其使用所述主计算单元，以在检测到用于从所述节能模式返回的返回初始化事件时，使用另一处理设备确认由辅助计算单元设置的返回操作识别信息，并且随后所述返回操作识别单元在继续向所述主计算单元供应电能之后执行所述主计算单元的初始化过程；操作状态恢复单元，其使用所述主计算单元，以当确认所述返回操作识别信息时，基于在所述辅助存储单元中存储的存储目的地信息，读出在所述主存储单元中存储的所述操作状态信息。

在本发明的另一个方面中，设计出了一种用于信息处理装置的节能控制方法，所述信息处理装置具有主存储单元和主计算单元。所述信息处理装置可转移到节能模式，在所述节能模式中，继续向所述主存储单元供应电能，同时停止向所述主计算单元供应电能。所述方法包括：1）当转移到所述节能模式时，将指示所述主计算单元的操作状态的操作状态信息存储到所述主存储单元中；2）将指示所述主存储单元中的所述操作状态信息的存储区域的存储目的地信息存储到与所述主存储单元不同的辅助存储单元中；3）在存储所述操作状态信息和存储目的地信息之后停止向所述主计算单元供应电能；4）在向所述主计算单元供应电能之后执行所述主计算单元的初始化过程时，确认由辅助计算单元设置的返回操作识别信息，其中所述辅助计算单元检测用于从所述节能模式返回的返回初始化事件；5）当确认所述返回操作识别信息时，通过参考在所述辅助存储单元中存储的存储目的地信息，读出所述操作状态信息。

附图说明

参照附图并根据以下的具体实施方式，能够容易地获得和理解本公开的更完整的内容及其许多显著的优势和特征，在附图中：

图1示出了根据示例性实施例的信息处理装置的硬件配置的框图；

图2示出了根据示例性实施例的主系统的软件实现的配置；

图3示出了从图1的信息处理装置的常规模式转移到挂起模式的时序图；

图4（a）和4（b）示出了在根据示例性实施例的存储装置中存储的信息；

图5示出了根据示例性实施例的从挂起模式的返回操作的时序图；

图6示出了根据示例性实施例的从挂起模式的返回操作的时序图；

图7示出了根据示例性实施例的CPU上下文环境（Context）的存储操作和CPU上下文环境的恢复操作的步骤的流程图；

图8示出了根据示例性实施例的计时器处理的流程图；

图9示意性地示出了根据另一示例性实施例的钩子（Hook）功能的队列序列；

图10示出了根据另一示例性实施例的改变钩子功能的激活序列的操作的步骤的流程图；

图11示出了根据另一示例性实施例的激活优先级表格的示例；

图12示出了根据另一示例性实施例的从钩子功能的队列序列获取比较目标条目的操作的步骤的流程图；

图13示意性地示出了根据另一示例性实施例的从钩子功能的队列序列获取比较目标条目的条件；

图14示出了根据另一示例性实施例的在钩子功能的队列序列中插入比较目标条目的步骤的流程图；以及

图15示意性地示出了根据另一示例性实施例的在钩子功能的队列序列中插入比较目标条目的条件。

附图意在示出本发明的示例性实施例，并且不应被解释为对本发明的范围构成限制。除非另有明确说明，否则附图不应被认为是按比例绘制的，并且相同或相似的附图标记在各个附图中指代相同或相似的部分。

具体实施方式

现在给出本发明的示例性实施例的描述。应当注意的是，尽管在本文中使用了诸如第一、第二等词语来描述各个单元、组件、区域、层和/或部分，但应当理解这样的单元、组件、区域、层和/或部分并不因而就是限制性的，这是因为这样的词语是相对的，也就是说仅用于将一个单元、组件、区域、层或部分与另一区域、层或部分区分开。因此，例如可以将在下文中论述的第一单元、组件、区域、层或部分称为第二单元、组件、区域、层或部分，而不偏离本发明的范围。

此外，应当注意在本文中使用的术语仅用于描述具体的实施例，而不意在对本发明构成限制。因此。例如如在本文中所使用的，除非在上下文中另有明确的说明，单数形式的“一”、“一个”和“该”也意在包括多数形式。此外，在本文中所使用的词语“包括”和/或“包含”指明了所陈述的特征、整数、步骤、操作、单元和/或组件的存在，但并不排除一个或多个其他的特征、整数、步骤、操作、单元、组件和/或它们的组的存在或增加。

此外，尽管在描述附图中所示的视图的过程中，为了清晰的目的采用了特定的术语，但本公开并不限于这样选择的具体术语，并且应当理解每个具体单元包括以类似方式操作并实现类似结果的所有技术对等体。

（第一示例性实施例）

下面参照附图描述根据示例性实施例装置的信息处理。这样的信息处理装置可以是具有诸如打印机、扫描仪和传真机之类的多个功能的多功能外设（MFP），但不限于此。

图1示出了根据示例性实施例的信息处理装置1的框图。如图1中所示，信息处理装置1例如包括可以使用接口彼此连接的主系统10和子系统20。

主系统10可以整体用作信息处理装置1的控制器。主系统10例如包括可以使用总线17彼此连接的中央处理单元（CPU）11、随机存取存储器（RAM）12、只读存储器（ROM）13、实时时钟（RTC）14、非易失性RAM（NVRAM）15和接口（I/F）16。

此外，子系统20可以用作引擎系统，所述引擎系统用于实现可用于信息处理装置1的功能。子系统20例如包括可以使用总线26彼此连接的CPU21、RAM22、ROM23、I/F24和引擎25。此外，子系统20具有将装置模式转移到停止向主系统10的CPU11进行电能供应的节能模式的装置模式的功能、以及当停止向主系统10的CPU11进行电能供应时检测返回初始化事件的功能。

CPU11和21是计算单元，它们主要分别控制主系统10和子系统20的操作。如上所述，CPU21具有当停止向CPU11进行电能供应时（即在节能模式期间）检测返回初始化事件的功能。因此，CPU21被设置为与CPU11相比消耗较小的电能。在本公开中，CPU11可以被称为主计算单元，并且CPU21可以被称为辅助计算单元。

RAM12和22是用于高速读取和写入信息的易失性存储介质，并且当处理信息时可以用作CPU11和21的工作存储器。ROM13和23是存储诸如固件之类的程序的只读非易失性存储介质。

此外，ROM13和23存储CPU11和21当被供应有电能时访问的引导矢量（boot vector）。引导矢量存储引导加载器程序，当将电能供应给CPU11和21时，所述引导加载器程序执行CPU11和21的初始化过程。在这样的配置中，当向CPU11和21供应电能时，激活引导加载器。

RTC14是对诸如实际时间和日期之类的时间信息进行计数的计时器。NVRAM15是用于读取和写入信息的非易失性存储介质，并且临时存储装置操作所需的信息。I/F16和24是用于在主系统10和子系统20之间进行信息传送的接口，例如外围部件接口扩展（PCIe）接口，但不限于此。

引擎25用于实现可用于信息处理装置1的功能。引擎25例如包括对图像进行扫描的扫描仪设备、形成和输出图像的绘图仪设备、经由公共电话线路执行传真通信的传真设备、以及使用传输控制协议/互联网协议（TCP/IP）执行网络通信的网络设备。此外，引擎25可以包括控制向CPU11的电能供应的配置。

在这样的硬件配置中，在ROM13和23中或在诸如硬盘驱动器（HDD）和光盘之类的存储介质中存储的程序被在RAM12和22上读取，并且随后CPU11和21基于程序执行计算，其中通过所述程序可以配置基于软件的控制器。通过组合这样的基于软件的控制器和硬件，能够配置功能块，所述功能块能够根据示例性实施例设计信息处理装置1的功能。

下面参照图2描述信息处理装置1的主系统10的软件实现的配置。如图2中所示，主系统10例如包括配置有多个应用的软件100和平台的软件100。

这样的应用例如包括复印应用131、打印机应用132、扫描仪应用133、传真应用134以及网络文件应用135，但不限于此。

复印应用131将信息处理装置1作为复印机激活。打印机应用132将信息处理装置1作为打印机激活。扫描仪应用133将信息处理装置1作为扫描仪激活。

传真应用134将信息处理装置1作为传真机激活。网络文件应用135例如包括分发超文本标记语言（HTML）文件的网络服务器软件、以及浏览HTML文件等的网络浏览器，并将信息处理装置1作为网络服务器和网络客户端激活。

软件100包括这样的应用，并且还包括平台来执行由应用向硬件请求的信息处理。可以使用包括预定义的功能的应用编程接口（API）122来执行对来自应用的处理请求的接收。

平台例如包括系统资源管理器（SRM）120和操作系统（OS）110，所述系统资源管理器（SRM）120包括诸如系统控制服务（SCS）121之类的控制服务。

诸如SCS121之类的控制服务将由应用请求的过程解释给硬件，并根据解释结果生成获取硬件的请求。SCS121控制诸如转移到节能模式之类的系统管理的过程。

SRM120管理获取具体硬件的请求，并根据管理的结果控制请求使用具体硬件的过程的实现。具体而言，SRM120确定是否能够使用通过获取请求请求使用的所涉及的硬件。例如，当两个不同的获取请求请求使用具体硬件时，SRM120确定哪个竞争请求能够使用这样的具体硬件。如果基于这样的管理过程确定能够使用硬件，则SRM120将硬件可用报告给用作控制服务的SCS121。此外，SRM120制备与获取请求相关的硬件设备的可用调度，并根据可用调度控制请求使用具体硬件设备的过程的实现。

OS110基于上述管理结果来管理硬件。如图2中所示，OS110例如包括文件系统111、计时器处理模块112、系统调用模块113和驱动器114。文件系统111为信息处理装置1执行文件管理。计时器处理模块112是用于执行寄存的计时器处理的模块，其可以包括多个计时器处理。系统调用模块113是用于执行OS110的节能控制的模块。

驱动器114是用于驱动硬件的软件模块。驱动器114可以包括钩子功能，所述钩子功能可以用于将诸如与每个硬件相对应的寄存器值之类的上下文环境存储在RAM12中。尽管出于简化附图的目的将图2中所示的驱动器114示出为一个块，但也可以为多个硬件设备分别设置多个驱动器。

在根据示例性实施例的上述配置中，可以通过停止向CPU11的电能供应来应用节能模式（或挂起模式），同时在主系统10中继续向RAM12的电能供应。下面描述根据示例性实施例的信息处理装置1的操作。

图3示出了根据示例性实施例的用于信息处理装置1的从常规模式转移到挂起模式的时序图。如图3中所示，当转移到挂起模式时，SCS121基于来自应用的请求或通过用户操作的请求调用OS110的系统调用模块113（S301）。

当激活系统调用模块113时，OS110通过经由驱动器114从RTC14接收当前或现在时间的信息来获取当前或现在时间的信息（S302）。这样，在S302处，系统调用模块113可以用作预筛选（pre-sift）时间处理单元，所述预转移时间处理单元接收在转移到挂起模式之前的当前时间信息，并将这样的当前时间信息存储在诸如RAM12和/或NVRAM15之类的存储器中。出于简化描述的目的，可以将这样的在转移到挂起模式之前的当前时间信息称为第一当前时间信息。

在接收到第一当前时间信息时，系统调用模块113激活在驱动器114中安装的钩子功能（S303）。基于在通过在S303处激活的钩子功能的处理，驱动器114将诸如驱动器的寄存器值之类的上下文环境（在下文中，驱动器上下文环境）存储在RAM12中（S304）。

驱动器上下文环境用作指示由驱动器114控制的每个设备的操作状态的设备操作状态信息。这样，在S304处，驱动器114通过使用钩子功能，可以用作设备操作状态信息处理单元。

在S304处存储的驱动器上下文环境是用于操作每个驱动器的参数，并且这样的参数通常是上述的寄存器值。此外，如参照图2所述，由于可以为多个硬件设备中的每一个布置驱动器114，因此可以为每一个驱动器执行在S304处的过程。

在使用钩子功能完成上下文环境的存储时，驱动器114将钩子功能的完成报告给OS110的系统调用模块113（S305）。在接收到钩子功能的完成时，系统调用模块113执行高速缓存清空（S306），并将用于操作CPU11的上下文环境（在下文中，CPU上下文环境）存储到RAM12中（S307）。

CPU上下文环境用作指示诸如CPU11的寄存器值和转换后备缓冲器（TLB）之类的CPU11的操作状态的操作状态信息。在S307处，系统调用模块113可以用作操作状态信息处理单元，所述操作状态信息处理单元将这样的操作状态信息存储到RAM12中。

此外，CPU上下文环境包括从用于存储CPU上下文环境的功能的返回地址。返回地址是RAM12上的地址，该地址存储描述在RAM12中存储CPU上下文环境之后的给定过程的程序代码，其中CPU上下文环境的存储是由系统调用模块113执行的过程之一。当调用执行S307的过程的功能时，将返回地址存储在CPU11的寄存器中，并且返回地址被包括在CPU上下文环境中作为寄存器值。

作为从S307处的过程继续的过程，系统调用模块113存储指示在S307处在RAM12中存储的CPU上下文环境的存储区域的地址，并将与CPU上下文环境的返回操作相对应的地址存储到NVRAM15中（S308）。地址用于存储目的地信息。这样，在S308处，系统调用模块113能够用作存储目的地信息处理单元，所述存储目的地信息处理单元将指示存储操作状态信息的目的地的存储目的地信息存储在NVRAM15中。

此外，作为从S307继续的过程，在完成S308之后，系统调用模块113经由I/F16向子系统20请求CPU11的供电关断（S309）。这样，在S309处，系统调用模块113可以用作电能供应停止控制单元，所述电能供应停止控制单元停止向用作主计算单元的CPU11的电能供应的功能。基于这样的处理，在子系统20中，CPU21使用在RAM22上加载的程序执行计算以控制引擎25，由此停止向主系统10的CPU11的电能供应，并且模式被转移到挂起模式。

可以通过使用例如为处理步骤S307到S309链接的一个或多个功能来作为连续处理执行上述步骤S307到S309，并且随后装置转移到挂起模式。因此，上述返回地址是在从挂起模式返回后要被参考的地址。

即使通过这样的处理模式被转移到挂起模式，也可也保持在RAM12中存储的信息或数据，这是因为向RAM12供应电能的缘故。另外，由于NVRAM15是非易失性存储介质，因此在NVRAM15中存储的信息或数据能够被保持。图4（a）和4（b）示出了当设置了挂起模式时在RAM12和NVRAM15中存储的信息或数据的示例。

图4（a）示出了当设置挂起模式时在RAM12中可存储的信息。当设置了挂起模式时，RAM12存储有用于操作CPU11而加载的各种程序、在S304处存储的驱动器上下文环境、以及在S307处存储的CPU上下文环境，如图4（a）中所示。

图4（b）示出了当设置挂起模式时在NVRAM15中可存储的信息或数据。当设置了挂起模式时，NVRAM15存储在S308处存储的CPU上下文环境的存储地址和CPU上下文环境的返回操作的地址，如图4（b）中所示。

在图4（b）中所示的CPU上下文环境的存储地址对应于在图4（a）中所示的RAM12中存储的CPU上下文环境的地址。此外，图4（b）中所示的CPU上下文环境的返回操作的地址对应于存储程序代码的地址，所述程序代码描述了OS110的系统调用模块113的从挂起模式的返回操作，其中这样的程序是在RAM12中存储的程序之一。

下面参照图5描述从挂起模式的返回操作，所述图5示出了从挂起模式的返回操作的时序图，其中当通过使用子系统20供应电能时，CPU11的计算过程被转移到OS110的系统调用模块113。

如图5中所示，当子系统20在挂起模式期间检测到返回初始化事件时（S501），子系统20在I/F24的端口处写入指示从挂起模式返回的值（在下文中，返回操作标记）。当检测到返回初始化事件时，返回操作标记被设置为返回操作标识信息。在S501处，由CPU21（即辅助计算单元）通过执行给定程序实现的软件模块可以用作返回初始化事件检测单元。

随后，经由子系统20的I/F24在I/F16的端口处设置返回操作标记（S502）。在I/F16处设置返回操作标记后，子系统20的引擎25控制恢复向CPU11供应电能（S503）。这样，在步骤S502和S503处，由CPU21（即辅助计算单元）通过执行给定程序实现的软件模块可以用作电能供应处理单元。

当通过使用子系统20的功能恢复向CPU11的电能供应时，CPU11从引导矢量中读出引导加载器，并将引导加载器加载到RAM12中（S504），从而激活引导加载器（S505）。

在激活引导加载器时，用作引导加载器的CPU11检查在I/F16的端口处设置的返回操作标记（S506），以识别要执行从挂起模式的返回操作。这样，在S506处，用作引导加载器的CPU11可以用作返回操作识别单元。

在确认从挂起模式的返回操作时，CPU11执行操作的初始化处理（S507），并基于在NVRAM15中存储的信息确认CPU上下文环境（图4（b））的返回操作的地址（S508），其中所述初始化处理例如是CPU寄存器的初始化、RAM控制器的初始化和CPU高速缓存的初始化。随后，CPU11跳到确认的地址（S509），并通过系统调用模块113转移到操作。

图6示出了当从挂起模式返回时的过程的时序图，其中描述了系统调用模块113的操作。如图6中所示，在通过使用引导加载器跳到地址之后，OS110的系统调用模块113开始其操作。具体而言，系统调用模块113确认CPU上下文环境的存储地址（图4（b）），其是在NVRAM15中存储的数据之一（S601）。随后，系统调用模块113基于CPU的下文环境的确认的存储地址访问RAM12以恢复CPU上下文环境（S602），其中CPU上下文环境可以用作用于恢复CPU的操作状态的操作恢复信息。

这样，在S602处，系统调用模块113可以用作操作状态恢复单元。此外，在S508处参考的CPU上下文环境的返回操作的地址（图5）可以用作操作状态恢复单元指定信息，该信息指示系统调用模块113的用于存储程序代码的存储区域，其中通过执行这样的程序代码，CPU11可以用作操作状态恢复单元。

下面参照图7描述CPU上下文环境的存储过程（S307：图3）和CPU上下文环境的恢复操作（S602：图6），其示出了用于存储和恢复CPU上下文环境的操作的流程图。如图7中所示，当调用执行在S307到S309处的处理的功能时，CPU11在寄存器中存储返回地址（S702）。

随后，通过在S307处的过程，CPU上下文环境被存储在诸如RAM12之类的存储器中，并且通过在S309处的过程，模式被转移到挂起模式（S704）。随后，在给定时机，响应于返回初始化事件，模式可以从挂起模式返回（S705），并且执行S501到S509的处理（图5）。此外，执行S601和S602（图6）的处理以恢复CPU上下文环境（S706）。利用这样的处理，CPU11的控制状态或操作状态可以被恢复到在转移到挂起模式之前使用的控制状态或操作状态。

通过S706的过程恢复的CPU上下文环境包括寄存器值，并且这样的寄存器值包括上述的返回地址。在恢复CPU上下文环境时，CPU11基于寄存器值确认后续过程的返回地址（S707）。

如图7中所示，当通过恢复CPU上下文环境确认了返回地址时，CPU11使用后续来自返回地址的在存储器中存储的程序代码执行处理。这样的返回地址是从系统调用模块113的功能返回的地址，并且OS110的系统调用模块113执行给定处理。

对于在确认返回地址之后的处理，OS110的系统调用模块113激活在驱动器114中安装的给定的钩子功能（S603）。基于由在S603处激活的钩子功能执行的过程，驱动器114从RAM12中读出诸如寄存器值之类的驱动器上下文环境，并恢复驱动器上下文环境（S604）。

利用这样的处理，由驱动器14控制的每个硬件设备的控制状态可以被恢复到在转移到挂起模式之前的状态。这样，在S604处，使用钩子功能执行处理的驱动器114或CPU110可以用作设备操作状态恢复单元。这样，钩子功能可以使得CPU110（即主计算单元）用作设备操作状态恢复单元，并且钩子功能可以被称作为设备操作状态恢复信息，其可以被存储在CPU110中的存储区域中。此外，上述的返回地址可以被用作指示程序代码的存储区域的设备操作状态恢复单元指定信息，所述程序代码使得CPU11用作设备操作状态恢复单元。

在由钩子功能完成上下文环境的恢复时，驱动器114将钩子功能的完成报告给OS110的系统调用模块113（S605）。在接收到钩子功能的完成时，系统调用模块113通过经由驱动器114从RTC14接收到当前或现在时间的信息作为第二当前时间信息（S606）。

在S606处接收到第二当前时间信息时，系统调用模块113在S606处（图6）从第二当前时间信息中减去在S302处（参见图3）存储的第一当前时间信息，以计算作为挂起模式经过的时期（在下文中，按需被称为转移到STR的时期）。经过的时期被设置到OS110的单调计时器（即简单递增计时器），并且激活计时器处理模块112（S607）。利用这样的设置，即使在一个计时器处理的挂起模式期间出现超时，也可以适当地激活这样的计时器处理。这样，在S606和S607处，系统调用模块113可以用作后返回时间处理单元。超时意味着在设置的时期中并未执行被设置为要执行的给定过程。

下面参照图8描述S607的细节。如图8中所示，在计算转移到挂起到RAM（STR）的时期时（S801），系统调用模块113确定是否完成了为计时器处理模块112设置的所有计时器处理（S802）。

如果确定了并未完成所有的计时器处理（S802：否），则系统调用模块113从计时器处理模块112获取计时器处理（S803），并且由计时器鉴于STR转移的时期的时间将时间增加到计数值（S804）。如果S804的结果指示经过了计时器的动作激活时间（S805：是），则系统调用模块113指示计时器处理模块112执行计时器处理（S806），并从S802重复过程。

与之形成对比的是，如果S804的结果指示并未经过或越过计时器的动作激活时间（S805：否），则系统调用模块113重复从S802的过程。通过重复这样的处理，可以为所有的计时器处理完成S803到S806的处理（S802：是），并且随后过程结束。通过执行这样的处理，即使在挂起模式期间越过了计时器处理的动作激活时间，也能够执行这样的计时器处理。这样，可以执行所有的计时器处理而不会错过即使一个计时器处理。

在完成直到S608的过程时，系统调用模块113将系统调用完成报告给SCS121（S608），由此完成在S301（图3）处开始的系统调用的处理，并且信息处理装置1可以返回到在转移到挂起模式之前的模式。

在示例性的实施例中，在停止向控制整体的装置的操作的主系统10的CPU11的电能供应的同时，控制每个功能的操作的子系统20的CPU21可以检测返回初始化事件，由此可以开始从挂起模式的返回操作。一旦继续向CPU11的电能供应，则CPU11执行由引导加载器预设的过程。然而，总体而言，在从挂起模式返回之后，可能难于将恰恰在转移到挂起模式之前执行的操作状态设置为在从挂起模式返回后的操作状态，这意味着在挂起模式之前和之后传送相同的操作状态是困难的。

鉴于这个问题，当恢复向CPU11的电能供应时，子系统20设置标记，所述标记指示要在I/F24的端口处执行从挂起模式的返回操作。随后，通过使用引导加载器，CPU11确认用于与子系统20进行信息通信的I/F16的端口。因此，当恢复电能供应时，CPU11使用引导加载器执行处理，随后CPU11可以识别出当前过程是从挂起模式的返回操作，并且可以执行返回操作的处理。

此外，在转移到挂起模式之前，通过使用信息处理装置1的系统调用模块113的功能，CPU上下文环境被存储在RAM12中，CPU上下文环境的地址被存储在RAM12中，并且描述CPU上下文环境的恢复操作的程序代码的地址可以被存储在NVRAM15中。

在识别出从挂起模式的返回操作时，在通过使用引导加载器执行的过程中，过程跳到描述上述恢复操作的程序代码的地址，并且可以执行CPU上下文环境的返回操作。利用这样的处理，恰恰在转移到挂起模式之前执行的操作状态可以被设置为在从挂起模式返回后的操作状态，由此可以执行在挂起模式之前和之后的传送相同的操作状态。

由于通常的CPU上下文环境包括TLB，因此CPU11无法以在转移到挂起模式之前设置的相同状态访问RAM12，直到恢复CPU上下文环境为止。在示例性实施例中，可以通过在NVRAM15中存储CPU上下文环境的存储地址来解决这个问题。

此外，当使用给定功能开始到RAM12的CPU上下文环境的存储过程时，从这样的功能的返回地址被存储作为寄存器值，并且被存储作为CPU上下文环境。因此，当恢复CPU上下文环境时，可以执行通过程序代码描述的过程，所述程序代码被后续存储到返回地址。利用这样的处理，恰恰在转移到挂起模式之前执行的操作状态可以被更准确地设置作为在从挂起模式返回后的操作状态。

在根据示例性实施例的上述节能控制中，继续执行向用作主存储单元的RAM12的电能供应，同时为信息处理装置的任何类型的结构停止向用作主计算单元的CPU11的电能供应。

图1示出了主系统10和子系统20彼此分离的配置，并且这样的配置是具有诸如扫描仪、打印机和复印机之类的多种图像处理功能的多功能装置的典型配置。因此，可以为多功能装置应用根据示例性实施例的节能控制方法，而无需过多地改变装置设计。此外，根据示例性实施例的节能控制方法可以相同的效果被应用到使用如图1中所示的主系统10和子系统20的任何信息处理装置。

（第二示例性实施例）

在上述的第一示例性实施例中，在驱动器114中安装的与每个硬件单元相对应的钩子功能被激活以在S303（图3）处存储驱动器上下文环境，并且在S602（图6）处恢复CPU上下文环境。随后，通过参考返回地址开始过程，并且激活钩子功能以恢复驱动器上下文环境。

在上述的第一示例性实施例中，当在通过参考返回地址开始过程之后通过钩子功能执行驱动器上下文环境的恢复操作时，需要检查用于恢复操作的序列顺序。具体而言，当恢复与PCIe接口相连接的设备的驱动器上下文环境时，需要在恢复PCIe接口的状态之后执行设备的驱动器上下文环境的恢复，这是因为仅在正确地操作PCIe接口时才能正确地执行设备的驱动器上下文环境的恢复。如果首先执行设备的恢复，并且随后执行PCIe接口的恢复，则出现总线封锁，并且随后停止装置操作。

下面描述调整钩子功能的激活序列以防止这样的问题的第二示例性实施例。

图9示意性地示出了具有可鉴于钩子功能的队列序列操作的具体钩子功能的条目。可以在系统调用模块113的控制下将图9中示出的条目信息存储在RAM12中的存储区域中。CPU100在S603处（图6）基于在图9中示出的这样的队列序列操作钩子功能。

具有钩子功能的而每个条目包括每个条目的“钩子功能的地址”的信息、每个条目的“参数地址”、每个条目的“标识符”、“下一个钩子功能的地址”以及“上一个钩子功能的地址”，如图9中所示。

钩子功能的地址是存储为每一个条目设置的钩子功能的RAM12上的地址。参数的地址是在RAM12中存储的参数的地址，由为每一个条目设置的钩子功能使用所述参数的地址。

标识符是用于将为每个条目设置的钩子功能与每个设备的每个驱动器相关联的信息。通过参考标识符，可以识别出哪个驱动器使用哪个钩子功能。在第二示例性实施例中，通过参考标识符，可以确定钩子功能的激活序列。

在一个条目中包括的下一个钩子功能的地址指示在另一个条目中包括的钩子功能的地址，所述另一个条目恰恰位于这样的一个条目的钩子功能之后，并且假设在激活在这样的一个条目中包括的钩子功能之后要激活在另一个条目中包括的这样的钩子功能。

在一个条目中包括的上一个钩子功能的地址指示在另一个条目中包括的钩子功能的地址，所述另一个条目恰恰位于这样的一个条目的钩子功能之前，并且假设在激活在这样的一个条目中包括的钩子功能之前要激活在另一个条目中包括的这样的钩子功能。

在第二示例性实施例中，当系统调用模块113在S303（图3）处激活钩子功能时，CPU110可以基于在图9中示出的条目信息和设备的激活优先级信息改变作为钩子功能的激活序列的条目的队列序列。图10示出了根据第二示例性实施例的改变钩子功能的激活序列的过程的流程图。

如图10中所示，CPU10基于钩子功能的当前队列序列选择确定目标条目（S1001）。在队列序列中的钩子功能可以被用作执行随后处理的提示（cue）。此外，CPU110基于钩子功能的相同的当前队列序列，选择比较目标条目信息（S1002），从而比较确定目标条目和比较目标条目之间的激活序列。在选择具有对应的钩子功能的两个条目时，CPU10将与钩子功能相对应的两个标识符进行比较（S1003）。如果两个标识符相同（S1003：否），则其表示相同的钩子功能，并且从而无需确定激活序列，并且过程继续到下一步骤。

与之形成对比的是，如果比较的两个标识符不同（S1003：是），则CPU110确定是否需要两个标识符的激活序列的切换（S1004）。在S1004处，CPU110参照图11中所示的激活优先级表格。这样的激活优先级表格将与使用具体的钩子功能的每个具体的驱动器相对应的设备的标识符与设备的激活优先级次序相关联。通过参考激活优先级表格，CPU110基于确定目标条目的标识符和比较目标条目的标识符，确定是否需要两个标识符的序列的切换。例如包括激活优先级表格（图11）作为配置系统调用模块113的信息的一部分。此外，可以在诸如硬盘驱动器（HDD）之类的存储设备中存储激活优先级表格，所述系统调用模块113向所述存储设备参考信息。

如果CPU110确定并不需要两个标识符的序列的切换（S1004：否），则与在S1003处标识符被识别为相同的标识符时类似地，进行到下一步骤S1008。

与之形成对比的是，如果CPU110确定需要两个标识符的序列的切换（S1004：是），则CPU110从队列序列中获取所选择的比较目标条目（S1005）。随后，例如CPU110可以恰恰在所选择的确定目标条目之前插入所获取的比较目标条目（S1006），由此可以切换条目的队列序列。下面将描述S1005和S1006的细节。

在完成步骤S1006时，CPU110复位条目的队列序列，并且使用再次作为确定目标条目的位于条目的队列序列前面的条目重复从S1001的过程（S1007）。

如果在S1003处标识符被确定为相同，或者如果在S1004处确定并不需要比较的两个标识符的序列的切换，则CPU110确定所选择的比较目标条目是否位于队列序列的最后一个位置（S1008）。如果所选择的比较目标条目并不位于队列序列的最后一个位置（S1008：否），则过程返回到S1002，并且选择下一个条目作为比较目标条目来重复所述过程。

如果所选择的比较目标条目位于队列序列的最后一个位置（S1008：是），则CPU110确定所选择的确定目标条目是否位于队列序列的最后一个位置（S1009）。如果所选择的确定目标条目并不位于队列序列的最后一个位置（S1009：否），则过程返回到S1001，并且选择下一个条目作为确定目标条目来重复所述过程。此外，如果所选择的确定目标条目位于队列序列的最后一个位置（S1009：是），则按照在激活优先级表格中定义的顺序设置具有钩子功能的条目的队列序列（图11），并且随后过程结束。

下面参照图12和图9来进行图10的步骤S1005的描述。在图9中所示的三个条目中，例如（图9中最左侧的）第一条目被用作确定目标条目，而（图9中中间的）第二条目被用作比较目标条目。应当注意每个条目可以按需被用作确定目标条目或比较目标条目，并且确定目标条目和比较目标条目的词语用于描述的目的。

如图12中所示，CPU10确定在所选择的比较目标条目中包括的上一个钩子功能的地址是否为零（0）。换言之，CPU10确定在所选择的比较目标条目中包括的上一个钩子功能的地址是否非零（0）。利用这样的过程，CPU10可以确定所选择的比较目标条目是否位于队列序列的最前方的位置（S1201）。

如果CPU10确定上一个钩子功能的地址非零（即不是0），这意味着比较目标条目并不位于条目序列的最前方的位置（S1021：是），则在比较目标条目中包括的上一个钩子功能的地址指定恰恰位于比较目标条目之前的一个条目。随后，利用在比较目标条目中包括的下一个钩子功能的地址复写（overwrite）恰恰位于比较目标条目之前的在这样的一个条目中包括的下一个钩子功能的地址（S1202）。

如果CPU10确定在比较目标条目中包括的上一个钩子功能的地址为零（0）或完成S1202处的过程，则CPU110确定在所选择的标记目标条目中包括的下一个钩子功能的地址是否为零（0）。换言之，CPU10确定在所选择的比较目标条目中包括的下一个钩子功能的地址是否非零（0）。利用这样的过程，CPU110确定所选择的比较目标条目是否位于队列序列的最后一个位置（S1203）。

如果CPU10确定下一个钩子功能的地址非零（0），这意味着所选择的比较目标条目并不位于队列序列的最后一个位置（S1203：是），则在比较目标条目中包括的下一个钩子功能的地址指定恰恰位于比较目标条目之后的一个条目。随后，利用在比较目标条目中包括的上一个钩子功能的地址复写恰恰位于比较目标条目之后的在这样的一个条目中包括的上一个钩子功能的地址（S1204）。

通过执行图12的过程，图9中示出的条目的队列序列可以被改变到图13中所示的条目的队列序列。在图13中，虚线示出了确定目标条目，并且点划线示出了比较目标条目。具体而言，通过执行图12中的过程，可以彼此链接位于比较目标条目（参见图9）之前和之后的条目（参见图13），并且从图13中所示的队列序列中获取比较目标条目。如果CPU110确定在比较目标条目中包括的下一个钩子功能的地址为零（S1203：否）或完成S1204处的过程，则CPU110结束该过程。

下面参照图14和图13描述图10的步骤S1006。如上所述，在图9中所示的三个条目中，通过执行图12中所示的过程，（图9中最左侧的）第一条目被用作确定目标条目，而（图9中中间的）第二条目被用作比较目标条目。当设置了图13中的条件时开始图14中所示的过程。

为了相对于所获取的比较目标条目将一个条目指示作为所选择的确定目标条目，如图14中所示，CPU110利用所选择的确定目标条目的钩子功能的地址复写在所获取的比较目标条目中包括的下一个钩子功能的地址，由此在所获取的比较目标条目中包括的下一个钩子功能的地址指示所选择的确定目标条目（S1401）。

随后，CPU110利用在所选择的确定目标条目中包括的上一个钩子功能的地址复写在所获取的比较目标条目中包括的上一个钩子功能的地址（S1402）。

此外，CPU110利用比较目标条目的钩子功能的地址复写在确定目标条目中包括的上一个钩子功能的地址（S1403）。

随后，CPU110确定在S1402处复写的在所获取的比较目标条目中包括的上一个钩子功能的地址是否为零（0），其中CPU110确定所获取的比较目标条目的插入位置是否位于队列序列的最前方的位置处（S1404）。

如果CPU110确定所获取的比较目标条目的插入位置位于队列序列的最前方的位置处（S1404：否），则设置队列序列的最前方的地址，从而首先处理比较目标条目（S1406）。

与之形成对比的是，如果CPU110确定所获取的比较目标条目的插入位置并不位于队列序列的最前方的位置处（S1404：是），则其意味着通过在S1402处复写的比较目标条目中包括的上一个钩子功能的地址指示的一个条目存在于比较目标条目之前。CPU110利用比较目标条目的钩子功能的地址复写在存在于比较目标条目之前的这样的一个条目中包括的下一个钩子功能的地址（S1405），从而比较目标条目的位置相邻于这样的一个条目，并且随后该过程结束。

在图13中所示的示例中，在确定步骤S1404处，将在比较目标条目中包括的上一个钩子功能的地址确定为零，并且过程继续到S1406。通过执行在S1406处的过程，可以将图13中所示的队列序列改变到图15中所示的队列序列。通过重复这样的过程，可以根据第二示例性实施例改变和完成钩子功能的激活序列。

在上述的节能控制中，当从节能模式返回时，用作系统调用模块113的CPU110可以基于指示设备的激活优先级的激活优先级信息（图11）改变钩子功能的访问序列，从而多个连接的设备可以返回到它们的操作而不出现操作问题。具体而言，当激活在恢复驱动器上下文环境时执行的用于读取驱动器上下文环境的钩子功能时，可以基于激活优先级信息（图11）改变钩子功能的访问序列，由此可以避免通过非常规操作序列激活的设备造成操作问题。

在上述的示例性实施例中，在步骤S303（图3）之前（这意味着在转移到节能模式之前）切换具有钩子功能的条目的队列顺序。由于在转移到节能模式之前在常规模式中操作信息处理功能，因此可以在步骤S303之前容易地执行在队列序列中的条目的切换。

此外，当执行步骤S603（图6）时可以将队列序列的条目的切换用作有效过程，在所述执行步骤S603中，操作装置从节能模式返回。具体而言，在步骤S602处恢复CPU上下文环境之后，可以在步骤S603之前执行队列序列的条目的切换。

在上述的节能控制中，可以继续对主存储单元的电能供应，同时停止向主计算单元的电能供应，并且这样的节能控制可以被应用到具有任何类型的结构的任何信息处理装置中。

在上述的示例性实施例中，非易失性计算机可读存储介质存储的程序的在由计算机执行时，使得计算机执行具有主存储单元和主计算单元的信息处理装置的节能控制的方法，可转移到节能模式的所述信息处理装置继续向所述主存储单元供应电能，同时停止向所述主计算单元供应电能，所述方法包括：1）当转移到所述节能模式时，将指示所述主计算单元的操作状态的操作状态信息存储到所述主存储单元中；2）将指示所述主存储单元中的所述操作状态信息的存储区域的存储目的地信息存储到与所述主存储单元不同的辅助存储单元中；3）在存储所述操作状态信息和存储目的地信息之后停止向所述主计算单元供应电能；4）在向所述主计算单元供应电能之后执行所述主计算单元的初始化过程时，确认由辅助计算单元设置的返回操作识别信息，其中所述辅助计算单元检测用于从所述节能模式返回的返回初始化事件；以及5）当确认所述返回操作识别信息时，通过参考在所述辅助存储单元中存储的存储目的地信息，读出所述操作状态信息。

可以任何的形式（例如使用专用的硬件、或专用的硬件和软件的组合）实现本发明。本发明可以被实现为由一个或多个联网的处理装置实现的计算机软件。网络可以包括任何常规的有线或无线通信网络（例如互联网）。处理装置可以包括任何适当编程的装置，例如通用计算机、个人数字助理和移动电话（例如无线应用协议（WAP）或3G兼容的电话）等。由于本发明可以被实现为软件，因此本发明的每个和每一个方面因此包括可以在可编程设备上实现的计算机软件。

可以使用诸如软盘、密制盘只读存储器（CD-ROM）、数字多用途盘只读存储器（DVD-ROM）、DVD只记录/可重写（DVD-R/RW）、电可擦除可编程只读存储器（EEPROM）、可擦除可编程只读存储器（EPROM）、例如USB存储器的存储卡或记忆棒、存储器芯片、迷你盘（MD）、磁光盘（MO）、磁带、服务器中的硬盘、固态存储器设备等的用于存储处理器可读代码的任何存储介质或载体介质将计算机软件提供给可编程设备，但不限于此。

硬件平台包括任何期望种类的硬件资源，例如包括中央处理单元（CPU）、随机存取存储器（RAM）和硬盘驱动器（HDD）。可以通过任何期望种类的任何期望数量的处理器来实现CPU。可以通过任何期望种类的易失性或非易失性存储器来实现RAM。可以通过任何期望种类的能够存储大量数据的非易失性存储器来实现HDD。根据设备的类型，硬件资源还可以包括输入设备、输出设备或网络设备。或者，可以在装置之外提供HDD，只要可以访问HDD即可。在该示例中，CPU（例如CPU的高速缓存存储器）和RAM可以用作装置的物理存储器或主存储器，而HDD可以用作装置的辅助存储器。

在上述的示例性实施例中，可以利用计算机可读程序来使用计算机，通过诸如C++、Java（注册商标）、JavaScript（注册商标）、Perl、Ruby之类的面向对象的编程语言或诸如机器语言、汇编语言之类的传统的编程语言来描述所述计算机可读程序，以控制用于装置或系统的功能单元。例如，特定的计算机（例如，个人计算机、工作站）可以使用能够执行上述的过程或步骤的计算机可读程序，控制信息处理装置或诸如图像形成装置之类的图像处理装置。在上述的实施例中，装置的至少一个或多个单元可以被实现在硬件中或被实现为硬件/软件的组合。在示例性实施例中，可以单独或组合地使用诸如编程的处理器、电路、专用集成电路（ASIC）之类的各种类型的处理器或电路等来配置处理单元、计算单元或控制器。

鉴于上述教示，许多额外的修改和变更是可能的。因此应当理解的是，在所附权利要求的范围内，可以除了在这里具体描述的方式之外的其他方式来实践本发明的公开。例如，可以在本公开和所附权利要求的范围内，彼此组合和/或彼此替换不同示例和所示的实施例的单元和/或特征。

Claims (9)

1.一种信息处理装置，包括：

主存储单元；

主计算单元，其使用处理设备，当为所述信息处理装置设置节能模式时，继续向所述主存储单元供应电能，同时停止向所述主计算单元供应电能；

操作状态信息处理单元，其使用所述主计算单元，以当转移到所述节能模式时，将指示所述主计算单元的操作状态的操作状态信息存储到所述主存储单元中；

存储目的地信息处理单元，其使用所述主计算单元，以将指示所述主存储单元中的所述操作状态信息的存储区域的存储目的地信息存储到与所述主存储单元不同的辅助存储单元中；

电能供应停止控制单元，其使用所述主计算单元，以在存储所述操作状态信息和存储目的地信息之后停止向所述主计算单元供应电能；

返回操作识别单元，其使用所述主计算单元，以在检测到用于从所述节能模式返回的返回初始化事件时，使用另一处理设备确认由辅助计算单元设置的返回操作识别信息，并且随后所述返回操作识别单元在继续向所述主计算单元供应电能之后执行所述主计算单元的初始化过程；以及

操作状态恢复单元，其使用所述主计算单元，以当确认所述返回操作识别信息时，基于在所述辅助存储单元中存储的存储目的地信息，读出在所述主存储单元中存储的所述操作状态信息。

2.如权利要求1所述的信息处理装置，其中所述存储目的地信息处理单元将所述存储目的地信息、以及指示在所述主存储单元中存储的操作恢复信息的存储区域的操作状态恢复单元指定信息存储到所述辅助存储单元中，用作所述操作状态恢复单元的所述主计算单元使用所述操作恢复信息，

其中当确认了所述返回操作识别信息时，所述主计算单元通过参考所述操作状态恢复单元指定信息来访问所述主存储单元以用作所述操作状态恢复单元。

3.如权利要求1或2所述的信息处理装置，还包括：

设备操作状态信息处理单元，其使用所述主计算单元，以当模式转移到所述节能模式时将指示由所述主计算单元控制的设备的操作状态的设备操作状态信息存储到所述主存储单元中，以及

设备操作状态恢复单元，其使用所述主计算单元，以在读取所述操作状态信息之后读出在所述主存储单元中存储的所述设备操作状态信息，并且随后恢复所述主计算单元。

4.如权利要求3所述的信息处理装置，其中当存储所述操作状态信息时，所述操作状态信息处理单元将指示设备操作状态恢复信息的地址的设备操作状态恢复单元指定信息存储在所述主计算单元内的存储区域中，其中所述设备操作状态恢复信息用于将所述主计算单元用作所述设备操作状态恢复单元，

其中所述操作状态信息包括所述设备操作状态恢复信息的地址的信息，

其中在读取所述操作状态信息并随后恢复所述主计算单元之后，所述主计算单元通过参考在所述主计算单元内的所述存储区域中存储的所述设备操作状态恢复单元指定信息，访问所述主存储单元以用作所述设备操作状态恢复单元。

5.如权利要求4所述的信息处理装置，其中为多个设备中的每一个设备制备用于将所述主计算单元用作所述设备操作状态恢复单元的所述设备操作状态恢复信息，

其中当恢复所述多个设备的设备操作状态时，所述操作状态信息处理单元基于为所述多个设备设置的优先级顺序的信息，改变由所述主计算单元对所述多个设备操作状态恢复信息进行访问的序列。

6.如权利要求1到5中的任何一项所述的信息处理装置，其中所述返回操作识别单元确认在所述主计算单元的接口的端口处和在所述辅助计算单元的接口的端口处设置的所述返回操作识别信息，其中所述两个接口用于在所述主计算单元和辅助计算单元之间传送信息。

7.如权利要求1到6中的任何一项所述的信息处理装置，还包括均使用所述主计算单元的预筛选时间处理单元和后返回时间处理单元，

其中所述预筛选时间处理单元在转移到所述节能模式时获取第一当前时间信息，并将所述第一当前时间信息存储到所述主存储单元或辅助存储单元中，

其中所述后返回时间处理单元在读出所述操作状态信息并且恢复所述主计算单元时获取第二当前时间信息，所述后返回时间处理单元计算在所述第一当前时间和第二当前时间之间经过的时间，并且使用所计算出的经过的时间用于计时器处理。

8.一种信息处理系统，包括：

主系统，其对应于如权利要求1到7中的任何一项所述的信息处理装置；以及

子系统，其对应于具有用于控制另一个信息处理装置的所述辅助计算单元的所述另一个信息处理装置，其中所述辅助计算单元检测用于从所述节能模式返回的返回初始化事件，所述子系统包括：

返回初始化事件检测单元，其使用所述辅助计算单元，以检测用于从所述节能模式返回的返回初始化事件；以及

电能供应处理单元，其使用所述辅助计算单元，以在检测到所述返回初始化事件之后设置所述返回操作识别信息时，执行向所述主计算单元的电能供应。

9.一种用于信息处理装置的节能控制方法，所述信息处理装置具有主存储单元和主计算单元，所述信息处理装置能够转移到节能模式，在所述节能模式中，继续向所述主存储单元供应电能，同时停止向所述主计算单元供应电能，所述方法包括：

1）当转移到所述节能模式时，将指示所述主计算单元的操作状态的操作状态信息存储到所述主存储单元中；

2）将指示所述主存储单元中的所述操作状态信息的存储区域的存储目的地信息存储到与所述主存储单元不同的辅助存储单元中；

3）在存储所述操作状态信息和存储目的地信息之后停止向所述主计算单元供应电能；

4）在向所述主计算单元供应电能之后执行所述主计算单元的初始化过程时，确认由辅助计算单元设置的返回操作识别信息，其中所述辅助计算单元检测用于从所述节能模式返回的返回初始化事件；以及

5）当确认所述返回操作识别信息时，通过参考在所述辅助存储单元中存储的存储目的地信息，读出所述操作状态信息。

Images