哨兵 5p 数据及其在 ENVI 中的处理
1、数据简介
哨兵5p数据是欧空局2017年发射的一颗用于全球大气污染监测的卫星。卫星搭载对流层观测仪( TROPOM)，可进行高时空分辨率的大气测量，用于空气质量、臭氧和紫外线辐射以及气候监测和预报。大气产品包括O3、SO2、CH4、CO、NO2、HCHO等。成像幅宽2600km，覆盖全球，成像分辨率7km×3.5km。
数据介绍官网：https://sentinel.esa.int/web/sentinel/missions/sentinel-5p。
数据包括3个级别的产品：
- Level-0，原始数据。
- Level-1B产品:
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- Level-2级产品：
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公开发布的数据产品是L1B 和L2产品。
数据产品介绍及各产品数据说明：https://sentinel.esa.int/web/sentinel/technical-guides/sentinel-5p/products-algorithms
2、数据下载
哨兵5p数据免费下载网址：https://s5phub.copernicus.eu/dhus/#/home，账户和用户名均为：s5pguest。
其中，L2大气产品包括：
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产品类型 |
产品说明 |
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L2__O3____ |
Ozone (O3) ：总柱含量 |
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L2__O3_TCL |
Ozone (O3) ：对流层柱含量 |
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L2__O3__PR |
Ozone (O3) ：总剖面数据（计划2021年中发布） |
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L2__O3_TPR |
Ozone (O3) ：对流层剖面数据（计划2021年中发布） |
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L2__NO2___ |
Nitrogen Dioxide (NO2)：总柱含量、对流层柱含量 |
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L2__SO2___ |
Sulfur Dioxide (SO2)：总柱含量 |
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L2__CO____ |
Carbon Monoxide (CO)：总柱含量 |
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L2__CH4___ |
Methane (CH4) ：总柱含量 |
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L2__HCHO__ |
Formaldehyde (HCHO) ：总柱含量 |
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L2__CLOUD_ |
云量、反照率、云顶大气压 |
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L2__AER_AI |
紫外区域气溶胶指数 |
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L2__AER_LH |
气溶胶层高度（中等气压） |
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UV product1 |
Surface Irradiance/erythemal dose |
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L2__NP_BDx, x=3, 6, 7 |
Suomi-NPP VIIRS 观测的云产品（辅助数据） |
L2产品根据生产时间/质量分为三种数据流：
OFFL（offline）：离线数据流，一般成像后几天可得到
NRTI（Near real time）：近实时数据流，卫星成像3小时后即可获取，数据可能不完整或存在质量缺陷
RPRO（Reprocessing）：再次处理数据流，质量最好的版本
3、数据查询情况
在esa查询数据时发现，每种产品的数据类型，能获取的时间段有所差别，不是都有，大致数据可查询到的时间区间总结如下（20210311查询数据结果）：
|
大气产品 |
数据生产类型 |
时相 |
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O3 |
RPPO |
20180430-20190422 |
|
NRTI |
20210312-20210212 |
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|
OFFL |
20190424-20210310 |
|
|
O3_TCL |
RPPO |
无 |
|
NRTI |
无 |
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|
OFFL |
20181121-20210224 |
|
|
SO2 |
RPPO |
20180506-20181128 |
|
NRTI |
20210311-20210209 |
|
|
OFFL |
20181128-20210310 |
|
|
NP_BD7: NP_BD6 NP_BD3 |
RPPO |
20180430-20180627 |
|
NRTI |
无 |
|
|
OFFL |
都有 |
|
|
NO2 |
RPPO |
20180430-20181003 |
|
NRTI |
20210311-0210209 |
|
|
OFFL |
都有 |
|
|
HCHO |
RPPO |
20181124-20180514 |
|
CH4产品 |
RPPO， |
20180430-20181128 |
|
NRTI |
无 |
|
|
OFFL |
都有 |
数据查询
注：查询数据时，因不是每个数据流每个时间段都有数据，最好设置20180101（或更早）-today的时间段查询。
4、在ENVI中对哨兵5P大气产品进行地理定位
大气产品数据预处理主要就是地理定位问题，经过分析不同大气产品的三种处理结果发布的产品，情况如下：数据均为.nc格式，可以用科学数据集打开，同时可以读取经纬度文件，使用经纬度文件构建GLT文件进行地理定位，也可以使用/Geometric Correction/Reproject GLT with Bowtie Correction做几何定位。构建GLT文件进行几何定位的操作大家比较熟悉，请参考：http://blog.sina.com.cn/s/blog_764b1e9d0102zcsj.html。下面介绍使用Reproject GLT with Bowtie Correction工具进行几何定位，操作更加简单。
以NRTI_NO2（近实时数据流NO2总柱含量）产品为例， File->Open As->Scientific Formats->NetCDF-4，打开.nc文件，在科学数据集浏览面板，将数据产品文件拖动到右侧Raster列表，将经纬度文件依次拖动到右侧Geographic Information项目中，依次选择Latitude和Longitude选项。点击Open Rasters。
科学数据集打开.nc数据并在地理信息中加入经纬度文件
打开数据后，在Data Manager中查看File Information信息，可看到数据带有GLT信息。
打开后数据头文件里带有GLT信息
打开/Geometric Correction/Reproject GLT with Bowtie Correction工具，选择刚打开的大气产品数据，参数面板默认，进行地理定位处理。
GLT地理定位面板
NRTI_NO2产品地理定位
OFFL_L2_NO2产品地理定位
目前来看，一张图覆盖全球产品，在ENVI中无法直接进行地理定位处理。如OFFL_L2_O3_TCL产品，数据只提供了一行纬度和一行经度文件，
臭氧对流层柱含量数据
5、其他信息：
一、NASA开发的一款基于JAVA的netCDF/HDF/GRIB数据查看器Panoply，可对S5P数据产品进行打开和地理定位查看，如下图（图片来源于网络）。
Panoply数据查看器打开大气产品数据
二、国内对哨兵5P数据应用的文献不多，引用最多的文献是：哨兵_5P_卫星TROPOMI_省略_江苏省域大气污染监测中的初步应用。
20210331查询知网数据库结果
三、下载了以下数据，涵盖不同大气产品的不同数据流，完成本文。
参考文献：
1、李旭文,
2、https://blog.****.net/xydf_1992/article/details/106743560，感谢作者
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什么是数据库事物？为什么需要数据库事物，事物有哪些特征？事物的隔离级别是什么？-1.什么是数据库事务？ 1.事务是作为一个逻辑单元执行的一系列操作。一个逻辑工作单元必须具备四个属性，即ACID（原子性、一致性、隔离性和持久性）属性，只有这样才能成为事务： 原子性 2.事务必须是一个原子工作单元；它的数据修改要么全部执行，要么全部不执行。 一致性 3.事务完成时，所有数据必须保持一致。在相关数据库中，所有规则都必须适用于事务的修改，以保持所有数据的完整性。事务结束时，所有内部数据结构（如 B 树索引或双向链接表）必须正确无误。 隔离 4.并发事务的修改必须与其他并发事务的修改隔离。一个事务会在另一个并发事务修改之前或之后查看某一状态下的数据，而不会查看中间状态下的数据。这就是所谓的可序列化，因为它允许重新加载起始数据和重放一系列事务，从而使数据最终处于与原始事务执行时相同的状态。 持久性 5.事务完成后，它对系统的影响是永久性的。即使在系统发生故障的情况下，修改也会保留。 2. 为什么需要数据库事物，事物有哪些特征？ 事物对数据库的作用是对数据进行一系列操作，要么全部成功，要么全部失败，防止出现中间状态，确保数据库中的数据始终处于正确、和谐的状态。 特征：原子性、一致性、隔离性、持久性，以及其他特征 原子性（Atomicity）：所有操作在事务开始后，要么全部做完，要么全部不做，不可能停滞在中间环节。事务执行过程中出现错误时，会回滚到事务开始前的状态，所有操作就像没有发生一样。也就是说，事务是一个不可分割的整体，就像化学中的原子一样，是物质的基本单位。 一致性（Consistency）：在事务开始之前和结束之后，数据库的完整性约束都没有被破坏。例如，如果 A 转钱给 B，A 不可能扣除这笔钱，但 B 却没有收到这笔钱。 隔离：在同一时间内，只允许一个事务请求相同的数据，不同事务之间没有干扰。例如，甲正在从一张银行卡上取款，在甲取款过程结束之前，乙不能向这张卡转账。 持久性（耐用性）：事务完成后，事务对数据库的所有更新都将保存到数据库中，无法回滚 3.事务的隔离级别有哪些？ 数据库事务有四种隔离级别，从低到高分别是未提交读取（Read uncommitted）、已提交读取（Read committed）、可重复读取（Repeatable read）、可序列化（Serializable）。此外，事务的并发操作中可能会出现脏读、不可重复读、幽灵读等情况。事务并发问题 脏读：事务 A 读取事务 B 更新的数据，然后事务 B 回滚操作，那么事务 A 读取的数据就是脏数据。 不可重复读取：事务 A 多次读取同一数据，事务 B 在事务 A 多次读取期间更新并提交数据，导致事务 A 多次读取同一数据时结果不一致。 幻影读取：系统管理员 A 将数据库中所有学生的具体分数改为 ABCDE 等级，但系统管理员 B 在此时插入了具体分数的记录，当系统管理员 A 更改结束后发现仍有一条记录未被更改，仿佛发生了幻觉，这称为幻影读取。 小结：不可重复读和幻读容易混淆，不可重复读侧重于修改，幻读侧重于增删。解决不可重复读问题只需锁定满足条件的行，解决幻读问题则需要锁定表 MySQL 事务隔离级别
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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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