修改桌面壁纸的简易操作语言
更改桌面壁纸相信很多软件都能,通过易语言写个简易的代码也是能更改桌面壁纸的,主是是用到SystemParametersInfoA这个API.
1、先认识一下SystemParametersInfoA这个API函数,使用方法为SystemParametersInfoA (uAction, uParam, lpvParam, etersInfoByval)
2、创建一个windows窗口程序,添加一个编辑框、两按钮,并修改按钮的标题,如图所示
3、插dll命令,如图所示!
4、在按钮浏览下,添加事件代码,主要作用是选择壁纸图片,由于壁纸只能是BMP格式图片,所以这里过滤一下,只能选择BMP格式的图片!
5、添加按钮2的代码,如图所示!
6、这样虽然能成功更换壁纸,不过需要说明的是:
1.Windows的墙纸必须以BMP格式的文件存放在Windows目录下面;
2.由于没有修改这注册表,这样插入的壁纸重启后会消失,要修改注册表的具体位置是 HKEY_CURRENT_USER\Control Panel\desktop中的Wallpaper键,让它的键值等于您的全路径文件名;
3.对xp系统更有“居中”、“平铺”选择,需要修改注册表中HKEY_CURRENT_USER\Control Panel\desktop中的TileWallpaper键,键值"0"表示"居中","1"表示"平铺"。这样虽然能成功更换壁纸,不过需要说明的是:1.Windows的墙纸必须以BMP格式的文件存放在Windows目录下面;2.由于没有修改这注册表,这样插入的壁纸重启后会消失,要修改注册表的具体位置是 HKEY_CURRENT_USER\Control Panel\desktop中的Wallpaper键,让它的键值等于您的全路径文件名;3.对xp系统更有“居中”、“平铺”选择,需要修改注册表中HKEY_CURRENT_USER\Control Panel\desktop中的TileWallpaper键,键值"0"表示"居中","1"表示"平铺"。
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一种结构设计模式,允许在对象中动态添加新行为。它通过创建一个封装器来实现这一目的,即把对象放入一个装饰器类中,然后把这个装饰器类放入另一个装饰器类中,以此类推,形成一个封装器链。这样,我们就可以在不改变原始对象的情况下动态添加新行为或修改原始行为。 在 Java 中,实现装饰器设计模式的步骤如下: 定义一个接口或抽象类作为被装饰对象的基类。 公共接口 Component { void operation; } } 在本例中,我们定义了一个名为 Component 的接口,该接口包含一个名为 operation 的抽象方法,该方法定义了被装饰对象的基本行为。 定义一个实现基类方法的具体装饰对象。 公共类 ConcreteComponent 实现 Component { public class ConcreteComponent implements Component { @Override public void operation { System.out.println("ConcreteComponent is doing something...") ; } } 定义一个抽象装饰器类,该类继承于基类,并将装饰对象作为一个属性。 公共抽象类装饰器实现组件 { protected Component 组件 public Decorator(Component component) { this.component = component; } } @Override public void operation { component.operation; } } } 在这个示例中,我们定义了一个名为 Decorator 的抽象类,它继承了 Component 接口,并将被装饰对象作为一个属性。在操作方法中,我们调用了被装饰对象上的同名方法。 定义一个具体的装饰器类,继承自抽象装饰器类并实现增强逻辑。 公共类 ConcreteDecoratorA extends Decorator { public ConcreteDecoratorA(Component 组件) { super(component); } } public void operation { super.operation System.out.println("ConcreteDecoratorA 正在添加新行为......") ; } } 在本例中,我们定义了一个名为 ConcreteDecoratorA 的具体装饰器类,它继承自装饰器抽象类,并实现了操作方法的增强逻辑。在操作方法中,我们首先调用被装饰对象上的同名方法,然后添加新行为。 使用装饰器增强被装饰对象。 公共类 Main { public static void main(String args) { Component 组件 = new ConcreteComponent; component = new ConcreteDecoratorA(component); 组件操作 } } 在这个示例中,我们首先创建了一个被装饰对象 ConcreteComponent,然后通过 ConcreteDecoratorA 类创建了一个装饰器,并将被装饰对象作为参数传递。最后,调用装饰器的操作方法,实现对被装饰对象的增强。 使用场景 在 Java 中,装饰器模式被广泛使用,尤其是在 I/O 中。Java 中的 I/O 库使用装饰器模式实现了不同数据流之间的转换和增强。 让我们打开文件 a.txt,从中读取数据。InputStream 是一个抽象类,FileInputStream 是专门用于读取文件流的子类。BufferedInputStream 是一个支持缓存的数据读取类,可以提高数据读取的效率,具体代码如下: @Test public void testIO throws Exception { InputStream inputStream = new FileInputStream("C:/bbb/a.txt"); // 实现包装 inputStream = new BufferedInputStream(inputStream); byte bytes = new byte[1024]; int len; while((len = inputStream.read(bytes)) != -1){ System.out.println(new String(bytes, 0, len)); } } } } 其中 BufferedInputStream 对读取数据进行了增强。 这样看来,装饰器设计模式和代理模式似乎有点相似,接下来让我们讨论一下它们之间的区别。 第三,与代理模式的区别: 代理模式的目的是控制对对象的访问,它在对象外部提供一个代理对象来控制对原对象的访问。代理对象和原始对象通常实现相同的接口或继承相同的类,以确保两者可以相互替换。 装饰器模式的目的是动态增强对象的功能,而这是通过对象内部的包装器来实现的。在装饰器模式中,装饰器类和被装饰对象通常实现相同的接口或继承自相同的类,以确保两者可以相互替代。装饰器模式也被称为封装器模式。 在代理模式中,代理类附加了与原类无关的功能。
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UNIX 之父肯和丹尼斯(第二部分)--也许是因为宣传的缘故,今天人们的注意力大多集中在 "野生 "黑客身上,更多关注的是他们造成的破坏,而不是他们给技术带来的突破。如果回到 50 年前,情况就完全不同了。那时的黑客更像是为了爱好而自愿加班的模范员工,他们根本不在自己家里工作。 当然,那时的电脑还远远买不起。如果你对计算机技术感兴趣,就必须投身于学术机构或巨型企业。比如通用电气或贝尔实验室。 肯尼斯-莱恩-汤普森(Kenneth Lane Thompson)就是这些老派黑客中的一员,黑客们亲切地称他为 "肯"。他出生于 1943 年的前婴儿潮时代,22 岁从大学毕业,一年后获得硕士学位--这两个学位都来自加州大学伯克利分校的电子工程和计算科学专业。随后,他进入贝尔实验室,开始了 Multics 的研发工作。 不过,他并不总是在工作。他利用大型计算机编写了一款名为 "星际迷航 "的游戏,他和同事丹尼斯-里奇(Dennis Ritchie)在办公室里玩这款游戏。因此,当贝尔实验室在 1969 年退出 Multics 计划时,他和丹尼斯都有点失望。 不过很快,他们就找到了一台闲置的 PDP-7 机器。这台机器在当时属于低端产品,售价只有 7.2 万美元,所以贝尔实验室并没有太在意。幸运的是肯重写了《星际迷航》程序,开发了基于 Multics 的新操作系统,以便在 PDP-7 上运行游戏,甚至还为操作系统开发了一种新的编程语言 "B"。 这位 Unix 之父没有得到应有的尊重。
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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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