什么是进程和线程?简单易懂的解释
0.啥是并发与并行?
老生常谈了,并发只是在同一时间段一起执行,并行才是真正意义上的同时执行。
举个例子,
某个工厂有三条流水线要生产不同的零件,但是只有一个工人,老板让他一天时间内 每条流水线都生产十个零件,
打工老哥就很辛苦,上午生产流水线1,下午生产流水线2,晚上还得加班去流水线3生产。最后按一天的时间算,看起来好像是三个流水线同时生产了,其实只有老哥一个人 具体的辛苦谁知道? ——并发
另一个工厂就很舒服,三条流水线有三个工人去工作,也是每天每条流水线生产十个零件,每个人只负责自己的 并且可以真正意义上的同时进行生产。 ——并行
像极了互联网打工人现状,目前实际计算机多数时候也都是并发执行调的
(因为cpu资源很昂贵,本着尽可能的压榨cpu的原则,假如单核cpu让他忙起来可以同时并发处理十个任务,那我同一时间最多也就二十个任务,两核cpu的配置不就够了吗,那么贵的cpu我搞那么多 排不满会产生空闲时间我多亏啊,像极了资本)
由于人们日益发展的物质文化需求,cpu也由单核慢慢演变为多处理器,多处理器系统由于可以共享资源,因此可以开源节流,省钱。整个系统的可靠性也随之提高。
1.啥是进程和进程表?
进程
就是正在执行程序的实例,比如说 Web 程序就是一个进程,shell 也是一个进程,LoL也是一个进程。
操作系统负责管理所有正在运行的进程,操作系统会为每个进程分配特定的时间来占用 CPU,操作系统还会为每个进程分配特定的资源。
操作系统为了跟踪每个进程的活动状态,维护了一个进程表
。在进程表的内部,列出了每个进程的状态以及每个进程使用的资源等。
2.啥是线程?
线程其实就是进程中的单条流向,因为线程具有进程中的某些属性,所以线程又被称为轻量级的进程。浏览器如果是一个进程的话,那么浏览器下面的每个 tab 页可以看作是一个个的线程。
线程不像进程那样具有很强的独立性,线程之间会共享数据
创建线程的开销要比进程小很多,因为创建线程仅仅需要堆栈指针
和程序计数器
就可以了,而创建进程需要操作系统分配新的地址空间,数据资源等,这个开销比较大。
3. 啥是上下文切换?
上下文切换 (Context Switch) 是一种 将 CPU 资源从一个进程分配给另一个进程的机制。(也就是让打工人老哥从流水线1干完去流水线2)
从用户角度看,计算机能够并行运行多个进程,这恰恰是操作系统通过快速上下文切换造成的结果。
在切换的过程中,操作系统需要先存储当前进程的状态 (包括内存空间的指针,当前执行完的指令等等),再读入下一个进程的状态,然后执行此进程。
4.进程终止的几种方式?
执行完正常退出: exit
错误退出: 例如执行linux某个指令 文件不存在,提示错误退出
严重错误: 在编译或运行过程中程序本身发生错误(例如java空指针),进程收到中断信号 终止
被其他进程杀死: 执行的好好的呢 被kill了
5.进程之间的通信方式?
也叫进程之间的并发问题(这名我起的)
竞态条件:多个线程对同意共享数据进行修改 (典型的多线程并发问题)
临界区:禁止一个或多个进程在同一时刻对共享资源(包括共享内存、共享文件等)进行读写。 也就是临界区互斥
-
消息传递
:消息传递是进程间实现通信和同步等待的机制,使用消息传递,进程间的交流不需要共享变量,直接就可以进行通信;消息传递分为发送方和接收方 -
先进先出队列
:先进先出队列指的是两个不相关联进程间的通信,两个进程之间可以彼此相互进程通信,这是一种全双工通信方式 -
管道
:管道用于两个相关进程之间的通信,这是一种半双工的通信方式,如果需要全双工,需要另外一个管道。 -
直接通信
:在这种进程通信的方式中,进程与进程之间只存在一条链接,进程间要明确通信双方的命名。 -
间接通信
:间接通信是通信双方不会直接建立连接,而是找到一个中介者,这个中介者可能是个对象等等,进程可以在其中放置消息,并且可以从中删除消息,以此达到进程间通信的目的。 -
消息队列
:消息队列是内核中存储消息的链表,它由消息队列标识符进行标识,这种方式能够在不同的进程之间提供全双工的通信连接。 -
共享内存
:共享内存是使用所有进程之间的内存来建立连接,这种类型需要同步进程访问来相互保护。
6.进程的状态模型?
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运行态
:运行态指的就是进程实际占用 CPU 时间片运行时 -
就绪态
:就绪态指的是可运行,但因为其他进程正在运行而处于就绪状态 -
阻塞态
:阻塞态又被称为睡眠态,它指的是进程不具备运行条件,正在等待被 CPU 调度。
逻辑上来说,运行态和就绪态是很相似的。这两种情况下都表示进程可运行
,但是第二种情况没有获得 CPU 时间分片。第三种状态与前两种状态不同的原因是这个进程不能运行,CPU 空闲时也不能运行。
转换 2 和转换 3 都是由进程调度程序(操作系统的一部分)引起的,进程本身不知道调度程序的存在。转换 2 的出现说明进程调度器认定当前进程已经运行了足够长的时间,是时候让其他进程运行 CPU 时间片了。
当所有其他进程都运行过后,这时候该是让第一个进程重新获得 CPU 时间片的时候了,就会发生转换 3。
当进程等待的一个外部事件发生时(如从外部输入一些数据后),则发生转换 4。如果此时没有其他进程在运行,则立刻触发转换 3,该进程便开始运行,否则该进程会处于就绪阶段,等待 CPU 空闲后再轮到它运行。
创建进程需要两个步骤:即为新进程分配所需要的资源和空间,设置进程为就绪态,并等待调度执行。
终止一个进程需要两个步骤:
-
先等待操作系统或相关的进程进行善后处理。
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然后回收占用的资源并被系统删除。
7.调度算法都有哪些?
调度算法分为三大类:批处理中的调度、交互系统中的调度、实时系统中的调度
批处理中的调度:
先来先服务,队列原理,FIFO先来的进程先调用
最短作业优先,最短作业的每个进程调度的平均用时最少。在所有的进程都可以运行的情况下,最短作业优先的算法才是最优的。
最短剩余时间优先,最短作业优先的抢占式版本,这种方式能够使短期作业获得良好的服务。
交互式系统中的调度:
轮训调度,每个进程都会被分配一个时间段。在这个时间片内允许进程运行。如果时间片结束时进程还在运行的话,则抢占一个 CPU 并将其分配给另一个进程。如果进程在时间片结束前阻塞或结束,则 CPU 立即进行切换。
优先级调度,按照进程优先级调度。但是也不意味着高优先级的进程能够永远一直运行下去,调度程序会在每个时钟中断期间降低当前运行进程的优先级。如果此操作导致其优先级降低到下一个最高进程的优先级以下,则会发生进程切换。或者,可以为每个进程分配允许运行的最大时间间隔。当时间间隔用完后,下一个高优先级的进程会得到运行的机会。(防止富人垄断呗 给穷人点活路)
8.进程调度的性能?
CPU不处于空闲状态的时间百分比 (越尽力压榨cpu,cpu利用率越高)
进程切换的等待时间
单位时间内完成进程任务的数量
响应时间
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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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aps是什么意思_不同的富士APS-C画幅微单区别在哪里,档次是怎么划分的?-X-A系列原本指的是富士的入门级微单,最大的特点是没有使用富士X-Trans™CMOS 传感器,目前在售的有两款,分别是XA5和XA7。 富士(FUJIFILM)X-A5/XA5 15-45套机 富士(FUJIFILM)X-A7/XA7 15-45套机 目前这两款相机都处于历史最低价附近,XA5套机2699元,XA7套机3999元。XA5就是一个标准的入门级相机,定位就是时尚小巧自拍,在2699这个价位不要对它的性能有太多的奢求。 XA7价格来到了3999元,这就很有意思了,富士把入门型的相机价格推到了4000元,并且提供了自拍翻转屏和4K30P视频录制,这样一款相机就很有性价比了。 XE3是老款的中端相机,价格和入门级的XA7是一样的,都是3999元,这两款相机如何做选择呢?XE3有着更多的按键意味着更好的操控,但屏幕不是自拍翻转屏所以这点不如XA7好用。 要注意的是XE3用的是富士独有的X-Trans™CMOS III传感器,XA7是普通的2400万像素传感器,你可以理解为X-Trans才是富士的精髓。 富士(FUJIFILM)X-E3 15-45套机 当然,买新不买旧,XA7的新功能和自拍翻转屏可能会更适合你。 XT200是富士专门针对vlog市场推出的相机,其实之前的XA7也可以拍摄vlog,但XT200是富士官方宣传中的第一款vlog相机。数码防抖+3.5mm 麦克风口+自拍翻转屏+无裁切4K30P,这些都是XT200的优势,但这款相机也是普通的2400万像素传感器,没有用富士独有的X-Trans,可能是从价格角度考虑做了阉割吧。 富士(FUJIFILM)X-T200/XT200 微单相机 Vlog相机 富士XT30是我认为富士性价比最高的微单照相机,注意我说的是照相机。理由很简单,因为从拍照角度来看XT30和XTXT3几乎没有明显差距,主要是操控差了一些、视频性能大幅削弱,但好歹也是个有着双波轮+曝光补偿波轮+快门速度波轮的相机,操控方面不会太差的。视频方面也有着超采4K 30P的规格,支持F-log输出。 可以这么说,如果你只拍照,那么XT30是富士微单中性价比最高的,视频方面XT30也不差,只不过没有专业的10bit和4K60P而已。 富士(FUJIFILM)X-T30/XT30 15-45套机 XT3和XT4得放在一起说,这两款相机其实都挺好,420 10bit 4K60P的专业视频模式基本代表了APS-C画幅的上限水平。XT4还提升了电池续航增加了五轴防抖,配上富士独特的胶片滤镜,不管是拍照还是拍视频都非常优秀。 不要觉得这两款相机贵,同价位里能做到4K60P的微单也就是M43画幅的GGHGH5S,最便宜的G9机身也要7000多,这APS-C画幅的XT3机身接近8000也算合理价格范围内。除此之外的4K60P机身只有13998的松下S5和15999的佳能R6了。 富士(FUJIFILM)X-T3/XT3 1855套机 富士(FUJIFILM)X-T4/XT4 微单相机 套机(18-55mm) B站更新4K视频投稿后有很多人想拍摄4K升格,在很长一段时间里富士XT3和XT4是最优选,毕竟兼顾视频和拍照,对焦也还算能用。 X-Pro3和X-Pro2这两款微单可以算是旁轴相机,是富士官方意义上的旗舰级相机。从用料做工操控按键角度来说的确是旗舰级别,但视频性能方面只有4K30P,价格却比XT3还贵,可能这就是旁轴情怀带来的溢价吧。 富士(FUJIFILM)X-Pro3 微单相机 机身 黑色 我在之前的文章里提过很多次,有一些相机属于如果你想买你压根不会看测评,如果你犹豫那么这款相机不适合你,为什么这么说,因为有一些比较小众的相机可能在性能上并不好,但独特的外形、操控、体积、传承赋予了它独特的定位。譬如富士X-Pro系列微单就是旁轴的电子化,理光GR传承大师的扫街理念,尼康DF的外形源自胶片时代的相机,这些相机就不是针对大多数消费者的,定位就是小众。所以我说喜欢就买,不要考虑什么性能规格。 X100系列相机是一款不可换镜头的等效35mm旁轴数码相机,从外形看就是经典的复古造型。这两款相机和X-Pro3一样,如果你喜欢那就买,别犹豫, 你在市场上找不到同类型的其他数码相机,徕卡Q是28mm,索尼RX1R系列是35mm但外形不够复古,X100系列就是独特的你没有其他选择。 那么X100F和X100V该如何选择呢?X100F的镜头很一般甚至算不上好,如果我没记错的话和初代的X100是同款镜头,X100V的镜头是全新制作的很棒,X100V的机身性能也和XTX-Pro3差不多。 富士(FUJIFILM)X100F 数码相机 旁轴 2430万像素 富士(FUJIFILM)X100V 数码相机 旁轴 2610万像素 还是那句话,这两款相机也是那种如果你喜欢那就毫不犹豫下单的类型,而且这两款相机也没有竞品。 以前不推荐富士的原因是原厂镜头太贵,现在唯卓仕给富士出了四款可以自动对焦的大光圈镜头,覆盖35到130mm的焦段,可以基本满足人像摄影爱好者的需求。拍风景的话国产很多镜头厂商都有富士卡口的手动镜头可以选择,从这个角度来说富士微单就非常值得入手了。 和友商竞品相比:
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iCloud 切换区域,中国区保留 appStore(更新)--自 2018 年 2 月 28 日起,中国区 iCloud 由云上贵州管理 苹果公司发布的公告 https://support.apple.com/zh-cn/HT208352 关键词 关键部分 受影响的 iCloud 账户:国家或地区设置为 "中国 "的 Apple ID。 iCloud 包含的服务照片、邮件、通讯录、日历、提醒事项、备忘、书签、钱包、钥匙串、云备份、云驱动器、应用程序数据 新条款和条件: 同意仅出于本协议允许的目的并在中国法律允许的范围内使用服务。 云桂洲在提供服务时应使用合理的技能并尽职尽责,但在适用法律允许的最大范围内,我们不保证或担保您通过本服务存储或访问的任何内容不会意外损坏、崩溃、丢失或根据本协议的条款被删除,如果发生此类损坏、崩溃、丢失或删除,我们不承担任何责任。您应自行负责维护您的信息和数据的适当备份。 Apple 和云上贵州有权访问您存储在服务中的所有数据,包括有权根据适用法律相互之间共享、交换和披露所有用户数据(包括内容)。 本协议的解释、效力和履行应适用*法律。对于因本协议引起的或与本协议有关的任何争议,云桂洲和您同意提交中国国际经济贸易仲裁委员会(CIETAC)根据提交仲裁时有效的法律在北京进行具有约束力的仲裁。 由云桂洲管理,用户选择: 停用; ID 到地区; 受 iCloud(由云桂洲运营)条款和条件约束 首先,我想说说我对数据安全的看法。 当我在朋友圈发布通知时,有些朋友回复说国外的操作并没有多安全,或者国外的安全只是相对于国外而言的等等。首先,我非常感谢这些朋友,这让我反思什么是数据安全。以下观点均属个人观点: 国外的月亮一定比国内圆? 这是一个根深蒂固的问题,只要有人说国外的东西比国内好,就会有人嘲笑崇洋媚外。我觉得我们在某些方面应该向国外学习,比如搜索引擎和版权问题。打开百度搜索 "数据安全",第一行肯定是广告。打开谷歌搜索 "数据安全",第一条就是 "数据安全_百度百科" .....各种版权问题大家都明白,支持正版,但不仅客户一心想找免费破解,就连作者也往往没有保护自己劳动成果或产品的想法。但从另一个层面来说,国内的发展和安全,甩国外几条街。没有说哪里好,哪里不好,辩证地去学习更好。 国外也有别有用心的数据泄露,谈何安全? 从加密解密的角度看,自古以来就没有绝对安全的加密,只有相对安全的做法。苹果的棱镜门、微软的 cpu 漏洞,各种参差不齐的被破解案例 ....是的,这的确是一个很好的论据,但凡事都不能只看一面,当年苹果面对FBI破解手机的要求,几经论证,苹果还是拒绝破解。这点拿到国内,只要上面的文件传达下去,还有企业敢说不吗?还敢说不吗? 关于这次iCloud数据迁移个人看法? 把数据迁移到贵州的云端,相当于把手机的所有数据都存储在贵州的云端服务器上。也许访问数据的速度会快很多,但我会把我的iCloud区放到美国,因为我不想数据存在云上贵州后经常接到莫名其妙的电话或短信,更不想因为乱用国外服务器而被请去喝茶。iCloud一个ID,即从中国账号转到美国区,主要用于数据存在美国服务器上。appStore一个ID,除了注册一个中国ID外,专门用来下载应用用,因为国外ID不支持酷狗和网易云等应用。麻烦的是,用了新的 appStore ID 后,当前的应用还得重新下载安装,因为旧的应用 ID 与新的应用 ID 不兼容,安装不了。最后,iCloud迁移后,国内用户使用美国服务器,估计要 "扶墙 "了。 专业步骤: 首先,进行appleID设置,这是前提条件,否则无法选择转移区域! 取消 appleID 的双重认证 取消家庭共享选项 二、窗口下载并安装 icloud 3.0 版
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多 CPU、多核、多进程、多线程,以及对进程和线程及其区别的简单了解--无论是并发还是并行,用户看到的都是多进程、多线程。
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有多少种方法可以实现多线程同步和互斥?什么是同步和互斥,操作系统如何实现同步和互斥,进程和线程之间的关系是什么,进程比线程的开销是多少?
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RUINER - 疯狂的赛博朋克 - 大家好!欢迎来到本期的《潜聊游戏》,今天我们要聊的是一款风格非常独特的自上而下射击游戏--《毁灭者》(Ruiner)。故事发生在 2091 年的东南亚城市 Ridge Valley,风格以赛博朋克末世为主题。正因为如此,游戏中表现出的反乌托邦思想、过度科技给人类带来的影响,以及弱肉强食的腐朽社会的表现,都得到了较为细致的刻画和描绘。说到这里,也许有人会问,什么是赛博朋克?那么,在本文中,钱龙将先简单谈谈什么是赛博朋克。 赛博朋克是近年来比较流行的一种文化题材,有较多的思想文化内容,也是游戏和电影中经常使用的一种风格。因为这部分内容比较多,所以千龙挑一些简单易懂的内容跟大家聊一聊。赛博朋克的英文名称为 cyber punk,起源于上世纪六七十年代,由于冷战和中东战争的爆发,与此同时,工业时代晚期以后科学技术的进步,给人类带来了一种彷徨和迷茫的思考。在这一时期,一些觉醒的科幻作家,敏锐地意识到这一时期的到来给人类带来的冲击,继而推出了不少类似这一题材的科幻小说。赛博朋克这个名字最早来源于科幻作家布鲁斯-贝斯的一部名为《赛博朋克》的作品,但真正掀起这一流派风暴的却是另一位著名作家威廉-吉布森(William Gibson)的《神经漫游者》(Neuromancer)。在这部小说中,他完整地定义了这样一种哲学思想:在未来无处不在的网络空间和虚拟世界环境下,人工智能的机械神经技术在给人类带来便利的同时,是否也会与人类产生一定的矛盾和冲突。这类题材的作品一开始并没有统一的名称,随着时代的发展变化,人们慢慢形成了共识,类似的作品俗称赛博朋克。
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趣谈留言队列,搞清楚留言队列到底是什么!-说到消息队列,洪觉大概能猜到人们听到消息队列的反应,大致可以分为以下几类人。 第一类人,懵懵懂懂,刚上大学接触编程,还没用过消息队列,甚至还以为消息队列就是代码里面要新建一个List之类的;第二类人,听过消息队列,了解消息队列,但具体是什么还不是太明白,只知道一说到消息队列,脑海里马上出现了三组词,削峰、异步、解耦;第三类人,用过消息队列,对它有一定了解,但不知道为什么要这样设计,消息队列有什么样的前世今生,是如何演化到现在的模式的?**第四类人,已经对消息队列有了足够的了解,可以阅读本帖作为复习和温习。**你属于哪一类?无论你对消息队列了解多少,读完这篇文章后,我相信你都会有所收获。 什么是消息队列?我们为什么要使用消息队列?真的只是因为它看起来很勉强、很常用吗?当然不是,一项技术的出现往往是为了解决某种痛点,我们就从这个痛点出发,看看消息队列到底是为了解决什么问题而诞生的。 相信大家在工作之前,或者工作中接触单片机的次数会多一点,不管什么业务都一股脑塞进一个系统里,这种情况下接触消息队列的场景会比较少。但随着业务的增长,量上去了,单机系统就很难维护了,也扛不住并发量的增长,就需要把原来的单体应用拆分成多个服务。例如,牛奇网采用分布式架构,将原来的单体系统拆分成用户服务、题库服务、求职服务、论坛服务等,每个分布式节点都有一个集群,保证高可用性。 那虽然在这样的微服务架构下,如果某个核心业务并发量过大,系统就扛不住了。比如淘宝、淘票票、拼多多、京东等电商场景中的支付场景,你在某宝下单并支付后,调用支付服务,完成支付后,还需要更新订单的状态,这个时候就需要调用订单服务,那我们平时也下单,除了简单完成这些操作外,还会给你相应的积分;商家也会收到订单消息,并给您发送旺旺消息,确认订单无误;同时,也会给您发送消息,确认订单无误。确认订单无误;同时您还可以查看您的物流状态;还有系统为了给您推荐更适合您的商品,会根据您的订单做类似的推荐等等,我说的这些都是当我们下单后,肉眼可以感知到系统所做的动作。 **一个支付动作如果还需要调用那么多服务,等他们响应成功,最后再告诉用户你支付成功了,用户在系统中的整个体验会非常糟糕。**设想一下,假设请求服务+处理请求+响应总共需要 50ms,我们上面列出的场景:支付服务、订单服务、积分服务、商家服务、物流服务、推荐服务,总共需要 300ms。