第 1 章(第 3 节) 你说过你会所向披靡。
最编程
2024-04-24 19:07:40
...
你说你要战无不胜,战无不胜又如何?
我知道天会愤怒。
如果人触犯了它的威严。
但天是否知道人也会愤怒?
如果他已一无所有。
当我乞求时,
你傲慢冷笑。
当我痛哭时,
你无动于衷。
现在我愤怒了。
我要听到天的痛哭。
我要听到神的乞求。
我知道天会愤怒。
但你知道天也会颤抖吗?
苍穹动摇时,
我放声大笑,
挥开如意金箍棒,
打它个地覆天也翻。
从今往后一万年,
你们都会记住我的名字,
齐天大圣孙悟空
以上文字并不代表我对本部电影的任何态度和观点
1.人物感情描述
- 1.猴子,被老师怂恿使坏,上天是报复,恋情失败化为灰,莫名其妙活了,又上天还是为了报复,导演太*
- 2.灌口二郎,一个不会犯错的男人当着王母的表现不是本性使然,导演太强势
- 3.天河守护者,八戒与阿月的守护者之恋,不值得效仿和可怜,导演太狗血
- 4.卷帘,与紫霞并无恋情,与悟空并无交情,一个人瞎浪,却又装悲壮,导演太扯淡
- 5.紫霞,与二郎并无恋情,感情类比兄妹,看了一眼猴子就貌似想给他生猴子了,导演太月老
- 6.菩提,猴子的导师,不传其心智传“本事”,猴子学坏要日天,导演太脑残
-7.巨灵之子,一个傻逼,导演太写真
2.情节概要
- 1.猴子要日天,刚上天就看晚霞(花果山在猴子小的时候,就是死地,根本没有晚霞,也不知道猴子在哪个地方养成的坏习惯)
- 2.紫霞不学好,厨房偷懒,也跑去看晚霞(太巧了,坏习惯一样,都看晚霞,貌似光线太强对眼睛不好,也没人管)
- 3.猴子说去日天就跑了,紫霞看见就追!
- 4.蟠桃宴,巨灵之子欺负宫女,猴子打了他
- 5.王母说:干!八戒就开始干猴子,灌口二郎以为有人干他妹,就一起干猴子
- 6.猴子被抓,学校说二郎违纪,也被抓。后来猴子被紫霞保释,二郎未开除学籍
- 7.猴子偷摸去日天,和八戒和二郎又干起来,紫霞来拉架,卷帘也浪过来了,一起掉人间,法力全无!
- 8.刚到人间,本以为和村名干起来,后来和筋斗云干起来了,没打过筋斗云
- 9.约架筋斗云期间,猴子爱上紫霞,八戒找到阿月,二郎找到母爱,卷帘一个人浪
- 10.准备好了之后,干云,云败了!
- 11.王母来杀人,全杀了!
- 12.猴子被抓,杨戬回天,紫霞被开家长会说早恋
- 13.紫霞说分手,猴子死了
- 14.猴子活了,说自己失恋,最近没什么事,还要日天
- 15.猴子在日天,猪来了,说要一起日,于是猪扑街
- 16.猴子一个人日天,二郎被开了天眼,帮王母一起干猴子
- 17.二郎醒悟,决定和猴子一起干王母
- 18.王母开大,装逼失败,扑街
- 19.剧终!
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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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紧急模式问题处理 - 图 1 紧急模式 根本原因分析 应急模式提供了尽可能小的环境,即使无法进入应急模式,也可以在其中修复系统。在应急模式下,系统只安装根文件系统供读取,不尝试安装任何其他本地文件系统,不激活网络接口,只启动一些基本服务。 进入应急模式的原因通常是 /etc/fstab 文件中存在错误,导致文件系统挂载失败。 文件系统中存在错误,导致。 约束和限制 本节适用于 Linux 操作系统紧急模式。程序涉及修复文件系统。修复文件系统有丢失数据的风险,因此请先备份数据,然后再执行修复操作。 处理方法 输入根密码,然后进入修复模式。 在应急模式下,根分区以只读模式挂载。要修改根目录中的文件,需要执行以下命令以读写模式重新挂载根分区。# mount -o rw,remount / 请执行以下命令首先检查 fstab 文件是否有误,然后尝试挂载所有未挂载的文件系统。# mount -a 如果挂载点不存在,请创建一个挂载点。 如果不存在此类设备,请注释或删除挂载行。 如果指定了不正确的挂载选项,请将挂载参数更改为正确的参数。 如果没有发生错误,但出现 UNEXPECTED INCONSISTENCY;RUN fsck MANUALLY 消息(通常是由文件系统错误引起的),请跳至第 7 步。 执行以下命令打开 /etc/fstab 以修改相应的错误。# vi /etc/fstab /etc/fstab 文件包含以下字段,以空格分隔:[文件系统] [dir] [type] [options] [dump] [fsck] 表 1 /etc/fstab 参数 说明 参数 说明 [文件系统] 要挂载的分区或存储设备。 文件系统]列建议以 UUID 的形式写入。执行 blkid 命令可查询设备文件系统 UUID。 参考格式如下: # <device> <dir> <type> <options> <dump> <fsck>; UUID=b411dc99-f0a0-4c87-9e05-184977be8539 /home ext4 defaults 0 2 使用 UUID 的好处是,它们与磁盘顺序无关。如果你在 BIOS 中更改了存储设备的顺序,或重新插入了存储设备,或者因为某些 BIOS 可能会随机更改存储设备的顺序,那么使用 UUID 会更有效率。 [文件系统] 文件系统]的挂载位置。 类型 挂载设备或分区的文件系统类型,支持多种不同的文件系统:ext2、ext3、ext4、reiserfs、xfs、jfs、smbfs、iso9660、vfat、ntfs、swap 和 auto。 设置为自动类型后,挂载命令会猜测所使用的文件系统类型,这对 CDROM 和 DVD 等移动设备非常有用。 选项 挂载时要使用的参数,有些参数是特定文件系统特有的。例如,默认值参数使用文件系统的默认挂载参数,ext4 的默认参数为:rw、suid、dev、exec、auto、nouser、async。 有关更多参数,请执行以下命令查看 man 手册:# man mount
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卷积的意义--我见过最生动易懂的解释--就是在图像处理中,将两组分辨率不同的图像进行卷积处理,从而形成易于处理的平滑图像。卷积甚至可以用在考试作弊中,为了让照片中的两个人同时像,只要对两个人的图像进行卷积处理就可以了,这是一种平滑处理,但我们如何才能真正把这个公式与实际建立一种联系,也就是说我们能不能从生活中找到一个很方便具体的例子来表达这个公式的物理意义呢? 有一个七品县令,喜欢打骂无赖,并有一个惯例:只要不犯大罪,只打一顿就放他回家,以示爱民如子。 有一种无赖,想扬名立万却又不抱多大希望,心想:既然扬不了好名,出了臭名也成啊。怎样才能出恶名呢?炒作!怎么炒作?找名人!他自然而然地想到了自己的长官--县令。 无赖于是在光天化日之下,站在县衙门口撒了泡尿,后果可想而知,自然是被请进堂上挨了板子,然后昂首挺胸地回家,躺了一天,哎!身体并无大碍!第二天照样如此,全然不顾行政长管的仁慈和衙门的尊严,第三天、第四天 ......每天去县衙领板子回来,还兴高采烈,坚持了一个月之久!这个无赖的名声像衙门口的臭气一样传遍了八方! 县太爷噤了噤鼻子,愣愣地望着惊堂木案,皱了皱眉头,思考着一个问题:这三十块大木板怎么会不好用呢?......想想也是,当年这位大人金榜题名的时候,我数学考了满分,所以这道题至少今天得解出来: --人(系统!)会怎么样(系统!)之后会怎么样(输出!)人(系统!)被打之后会怎么样? --有什么用,很疼! --我问的是:会发生什么? --取决于有多疼。就像这个无赖的体质,每天挨一板什么事都不会发生,连哼哼两声都不行,你看他那得意洋洋的样子(输出 0);如果一次连打他十板,他可能会皱着眉头,咬着牙,硬是不哼一声(输出 1);打到二十板,他会疼得脸都变形了,像猪一样哼哼唧唧(输出 3);打到三十板,他可能会像驴一样嚎叫,一把鼻涕一把泪,求你饶他一命(输出 5);打到四十板,他会大小便失禁,勉强哼哼(输出 1);打到五十板,他连哼哼都不能哼一下(输出 0)--死! 县官摊开坐标纸,绘制了一条以挨打次数为 X 轴、哼唱程度(输出)为 Y 轴的曲线: --"呜呼!这条曲线就像一座山,想不通,想不通。为什么那个无赖被打了三十天也不喊救命? --哦,你打的时间间隔(Δτ=24小时)太长了,这样无赖一天承受的痛苦程度,没有叠加,始终是个常数;如果缩短时间间隔(建议Δτ=0。5 秒),那么他的疼痛程度就可以迅速叠加;等到无赖挨了三十下(t=30)时,疼痛程度已经达到他叫喊能力的极限,就会收到最好的惩戒效果,再多挨几下也不会手下留情。 --还是不太明白,为什么疼痛程度会在小时间间隔内叠加? --这跟人(线性时变系统)对木板(脉冲、输入、激发)的反应有关。什么是响应?人收到板子后,疼痛的感觉会在一天内(假设,因人而异)慢慢消失(衰减),而不是突然消失。这样,只要中风的时间间隔较小,每次中风造成的疼痛就没有时间完全衰减,都会对最终的疼痛程度产生不同的影响: t 块大板造成的疼痛程度 = Σ(第 τ 块大板造成的疼痛程度 * 衰减系数)[衰减系数是 (t - τ) 的函数,请仔细品味] 数学表达式为:y(t) = ∫T(τ)H(t-τ)
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