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“redis bitmap” BitMap https://www.cnblogs.com/54chensongxia/p/13794391.html BitMap# BitMap 原本的含义是用一个比特位来映射某个元素的状态。由于一个比特位只能表示 0 和 1 两种状态，所以 BitMap 能映射的状态有限，但是使用比特位的优势是能大量的节省内存空间。 在 Redis 中，可以把 Bitmaps 想象成一个以比特位为单位的数组，数组的每个单元只能存储0和1，数组的下标在 Bitmaps 中叫做偏移量。 需要注意的是: BitMap 在 Redis 中并不是一个新的数据类型，其底层是 Redis 实现。 BitMap 相关命令# 设置值，其中value只能是 0 和 1 setbit key offset value 获取值 getbit key offset 获取指定范围内值为 1 的个数 start 和 end 以字节为单位 bitcount key start end BitMap间的运算 operations 位移操作符，枚举值 AND 与运算 & OR 或运算 | XOR 异或 ^ NOT 取反 ~ result 计算的结果，会存储在该key中 key1 … keyn 参与运算的key，可以有多个，空格分割，not运算只能一个key 当 BITOP 处理不同长度的字符串时，较短的那个字符串所缺少的部分会被看作 0。返回值是保存到 destkey 的字符串的长度 (以字节byte为单位) ，和输入 key 中最长的字符串长度相等。 bitop [operations] [result] [key1] [keyn…] ...

“28” 0%的汽车狂人，制造了80%以上的交通事故；世界上不足20%的富人拥有80%以上的财富；企业中80%的销售额是由20%的产品或客户贡献的。 这些现象暗合帕累托法则，即在任何一组事物中，最重要的只占其中一小部分，约20%，其余80%尽管是多数，却是次要的，这一法则又被称为二八定律或20/80定律。 二八定律可以解决企业管理方面的许多问题: 如资源分配，核心产品，关键人才，核心利润，财富分配等。若公司80%的销售额由20%产品贡献，那么就应该将更多的资源投入到这少数的20%产品上。 二八定律不仅在经济学、企业管理领域广泛应用，它对我们的自身发展也具有重要的现实意义: 要避免将时间和精力花费在琐事上，学会抓主要矛盾。 一个人的时间和精力都是非常有限的，要想真正“做好每一件事情”几乎是不可能的，应该学会合理分配时间和精力。想面面俱到还不如重点突破，把80%的资源花在能出关键效益的20%的方面，这20%的方面又能带动其余80%的发展。 https://zhuanlan.zhihu.com/p/28480261

“热数据, 温数据, 冷数据” 热数据 热数据是需要被计算节点频繁访问的在线类数据，比如可以是半年以内的数据，用户经常会查询它们，适合放在数据库中存储，比如MySQL、MongoDB和HBase。 温数据 温数据是非即时的状态和行为数据，也可以简单理解为把热数据和冷数据混在一起就成了温数据。如果整体数据量不大，也可以不区分温数据和热数据。 冷数据 冷数据是指离线类不经常访问的数据，用于灾难恢复的备份或者因为要遵守法律规定必须保留一段时间，比如企业备份数据、业务与操作日志数据、话单与统计数据。通常会存储在性能较低、价格较便宜的文件系统里，适用于离线分析，比如机器学习中的模型训练或者大数据分析。

“dpdk” dpdk Intel DPDK全称Intel Data Plane Development Kit,是intel提供的数据平面开发工具集,为Intel architecture (IA) 处理器架构下用户空间高效的数据包处理提供库函数和驱动的支持,它不同于Linux系统以通用性设计为目的,而是专注于网络应用中数据包的高性能处理。DPDK应用程序是运行在用户空间上利用自身提供的数据平面库来收发数据包,绕过了Linux内核协议栈对数据包处理过程。Linux内核将DPDK应用程序看作是一个普通的用户态进程,包括它的编译、连接和加载方式和普通程序没有什么两样。DPDK程序启动后只能有一个主线程,然后创建一些子线程并绑定到指定CPU核心上运行。 https://cloud.tencent.com/developer/article/1198333 https://tonydeng.github.io/sdn-handbook/dpdk/ https://github.com/google/cpu_features

“c, file, open, fopen” "" fopen 是 C 标准库函数,用于处理作为流对象的文件的打开。与本质上是系统调用的 open 函数不同,fopen 将 FILE 指针对象与给定的文件相关联。它需要两个参数；第一个参数代表要打开的文件的路径名,第二个参数是打开文件的模式。 open 函数本质上是一个低级的系统服务,即使使用 fopen 也会被调用。需要注意的是,系统调用通常是用 C 库的封装函数提供给最终用户的,但其特点和性能用例与 C stio 库中的函数不同。如: open 在创建新文件时,第二个参数取类型为 int,第三个参数可选,指定文件模式位。 https://www.delftstack.com/zh/howto/c/open-vs-fopen-in-c/

“win11” https://github.com/rcmaehl/WhyNotWin11

“UDP” UDP UDP 协议全称是用户数据报协议,在网络中它与 TCP 协议一样用于处理数据包,是一种无连接的协议.在 OSI 中,第四层传输层,处于 IP 协议的上一层 UDP 有不提供数据包分组,组装和不能对数据包进行排序的缺点,也就是说,当报文发送后,无法监控其是否完整安全到达的,就想一个坏掉了的水龙头,你不论怎么让他停止他都只会输出,也不管你的桶满没满,就像爱一样 文章相关视频讲解: C/C++ Linux 服务器开发高级架构师学习视频点击: C/C++Linux服务器开发高级架构/Linux后台架构师-学习视频 底层原理到徒手实现 TCP/IP网络协议栈 tcpip协议栈与网络API的关联,udp的并发性比tcp强？ 2|1 特点 面向无连接: 首先 UDP 是不需要和 TCP 一样在发送数据前进行三次握手建立连接的,想发数据就可以开始发送了.并且也只是主句报文的搬运工,不会对数据报文进行任何拆分和拼接操作 具体来说: 在发送端,应用层将数据传递给 UDP 协议,UDP 只会给数据增加一个 UDP 头标识下 UDP,然后就传递给网络层了 在接收端,网络层将数据传递给传输层,UDP 只去除 IP 报头就传递给应用层,不会任何拼接操作 有单播,多播,广播的功能 UDP 不止支持一对一的传输方式,同样支持一对多,多对多,多对一的方式,也就是说 UDP 提供了单播,多播和广播的功能. UDP 是面向报文的 发送方的 UDP 读应用程序交下来的报文,在添加首部后就向下交付 IP 层.UDP 对应用层交下来的报文,既不合并,也不拆分,而是保留这些报文的边界.因此,应用程序必须选择合适大小的报文 不可靠性 首先不可靠性体现在无连接上,通信不需要建立连接,想发就发,这样的情况肯定不可靠 并且受到什么数据就传递什么数据,并且也不会备份数据,发送数据也不会关心对方是否已经正确接收到数据了 再者网络环境时好时坏,但是 UDP 因为没有拥塞控制,一直会以恒定的速度发送数据,即使网络条件不好,也不会对发送数据进行调整.这样实现的弊端就是在网络条件不好的情况下会导致丢包,但是有点也很明显,比如电话会议等等最好就是 UDP 头部开销小,传输数据报文是很高效的. 因此 UDP 的头部开销小,只有八字节,相比 TCP 的至少二十字节要少得多,在传输数据报文时是很高效的 Linux网络编程-UDP和TCP协议详解 原文链接: https://xie.infoq.cn/article/760f379a3e3f2694b5e994ffd?utm_source=rss&utm_medium=article

“Ruckus R310, 优科” 默认用户名密码 super/sp-admin 软件升级 [https://support.ruckuswireless.com/software?filter=88#sort=relevancy&f:@source=Software%20Downloads]&f:@commonproducts=[R310] https://support.ruckuswireless.com/software/2791-ruckus-solo-access-point-110-0-0-0-2014-ga-refresh2-software-release-r310 Ruckus Solo Access Point 110.0.0.0.2014 (GA Refresh2) Software Release (R310) 操作前的准备 认识硬件 LED状态灯 我们拿一台 Ruckus 2942 AP 来讲解。这个型号已经停产,而且是单频 2.4GHz AP,但是 LED 灯的状态和含义都是相同的。真正的原因是我不想重新做图,懒。 OPT- 没用,永远不亮。有些新的型号已经取消了OPT灯 WLAN- 现在基本上都是双频AP,所以不再有WLAN灯,取而代之的是2.4G和5G灯。有以下几种状态 (胖AP只会出现前3种) : 灭- 表示WLAN服务没有启用 (默认情况下WLAN服务是关闭的) 橙色长亮- 表示WLAN服务已经开启,但是没有客户端连接到Radio 绿色长亮- 表示WLAN服务已经开启,并且已经有客户端连接到Radio 绿色慢闪- 表示AP是Mesh AP,WLAN服务已经开启,但是没有客户端连接到Radio 绿色快闪- 表示AP是Mesh AP,WLAN服务已经开启,并且已经有客户端连接到Radio DIR- 控制器管理状态灯,有以下几种状态: 灭- AP是胖AP,没有被控制器管理 绿色长亮- AP是瘦AP,并且已经和控制器同步 绿色快闪 AP是瘦AP,正在和控制器同步,或者正在更新固件 绿色慢闪 AP是瘦AP,正在寻找控制器 (如果一直处于这种状态, 就要检查网络连通性) AIR- Mesh上行链路状态灯,有些型号的双频AP没有AIR灯,用5G灯来充当AIR灯的功能: 灭- AP是Root AP,或者Mesh被禁用 绿色长亮- Mesh上行链路良好 绿色快闪- Mesh上行链路不佳 (此时需要检查干扰情况,或者调整AP的位置和间距) 绿色慢闪- Mesh上行链路不存在,AP没有找到Root AP 红色 AP硬件损坏 NOTE1: Mesh技术介绍 http://baike.baidu.com/view/1215700.htm NOTE2: AP都会有一个Reset按键,是一个凹陷的孔。先把AP加电,2-3秒钟之后,用曲别针之类的东西按住Reset键 6 秒钟再松手,AP就可以恢复出厂设置。为了避免Reset失败,最好按8秒再松手。 NOTE3: 有些型号的AP还会有一个soft reset,作用是重启AP。 ...

“valgrind” Valgrind是用于构建动态分析工具的探测框架。它包括一个工具集，每个工具执行某种类型的调试、分析或类似的任务，以帮助完善你的程序。Valgrind的架构是模块化的，所以可以容易地创建新的工具而又不会扰乱现有的结构。 Valgrind中许多有用的工具被作为标准而提供。 Memcheck是一个内存错误检测器。它有助于使你的程序，尤其是那些用C和C++写的程序，更加准确。 Cachegrind是一个缓存和分支预测分析器。它有助于使你的程序运行更快。 Callgrind是一个调用图缓存生成分析器。它与Cachegrind的功能有重叠，但也收集Cachegrind不收集的一些信息。 Helgrind是一个线程错误检测器。它有助于使你的多线程程序更加准确。 DRD也是一个线程错误检测器。它和Helgrind相似，但使用不同的分析技术，所以可能找到不同的问题。 Massif是一个堆分析器。它有助于使你的程序使用更少的内存。 DHAT是另一种不同的堆分析器。它有助于理解块的生命期、块的使用和布局的低效等问题。 SGcheck是一个实验工具，用来检测堆和全局数组的溢出。它的功能和Memcheck互补: SGcheck找到Memcheck无法找到的问题，反之亦然。 BBV是个实验性质的SimPoint基本块矢量生成器。它对于进行计算机架构的研究和开发很有用处。 也有一些对大多数用户没有用的小工具: Lackey是演示仪器基础的示例工具；Nulgrind是一个最小化的Valgrind工具，不做分析或者操作，仅用于测试目的。 https://yuanfentiank789.github.io/2018/11/01/%E7%94%A8Valgrind%E6%A3%80%E6%B5%8B%E5%86%85%E5%AD%98%E6%B3%84%E6%BC%8F/

aria2 docker # Webui git clone https://github.com/ziahamza/webui-aria2.git buildah bud -f Dockerfile -t pingd/webui-aria2 . # run web-ui podman run \ -d \ -v aria-download:/data \ -p 6800:6800 \ -p 9100:8080 \ --name="webui-aria2" \ pingd/webui-aria2 sudo pacman -S aria2 # download a file aria2c https://xxx https://github.com/aria2/aria2 https://github.com/ziahamza/webui-aria2 aria2 用户名 rpc-user=user 密码 rpc-passwd=passwd 上面的认证方式不建议使用,建议使用下面的token方式 设置加密的密钥 rpc-secret=2eva#W%4orZi 允许rpc enable-rpc=true 允许所有来源, web界面跨域权限需要 rpc-allow-origin-all=true 允许外部访问，false的话只监听本地端口 rpc-listen-all=true RPC端口, 仅当默认端口被占用时修改 rpc-listen-port=6800 最大同时下载数(任务数), 路由建议值: 3 max-concurrent-downloads=5 断点续传 continue=true 同服务器连接数 max-connection-per-server=5 最小文件分片大小, 下载线程数上限取决于能分出多少片, 对于小文件重要 min-split-size=10M ...

“寄存器, Register” 寄存器 自1946年冯·诺伊曼领导下诞生的世界上第一台通用电子计算机ENIAC至今，计算机技术已经发展了七十多载。 从当初专用于数学计算的庞然大物，到后来大型机服务器时代，从个人微机技术蓬勃发展，到互联网浪潮席卷全球，再到移动互联网、云计算日新月异的当下，计算机变的形态各异，无处不在。 这七十多年中，出现了数不清的编程语言，通过这些编程语言，又开发了无数的应用程序。 可无论什么样的应用程序，什么样的编程语言，最终的程序逻辑都是要交付给CPU去执行实现的 (当然这里有些不严谨，除了CPU，还有协处理器、GPU等等) 。所以了解和学习CPU的原理都是对计算机基础知识的夯实大有裨益。 在七十多年的漫长历程中，也涌现了不少架构的CPU。 MIPS PowerPC x86/x64 IA64 ARM 这篇文章就以市场应用最为广泛的x86-x64架构为目标，通过学习了解它内部的100个寄存器功能作用，来串联阐述CPU底层工作原理。 通过这篇文章，你将了解到: CPU指令执行原理 内存寻址技术 软件调试技术原理 中断与异常处理 系统调用 CPU多任务技术 什么是寄存器 寄存器是CPU内部用来存放数据的一些小型存储区域，用来暂时存放参与运算的数据和运算结果以及一些CPU运行需要的信息。 x86架构CPU走的是复杂指令集 (CISC) 路线，提供了丰富的指令来实现强大的功能，与此同时也提供了大量寄存器来辅助功能实现。这篇文章将覆盖下面这些寄存器: 通用寄存器 标志寄存器 指令寄存器 段寄存器 控制寄存器 调试寄存器 描述符寄存器 任务寄存器 MSR寄存器 通用寄存器 首当其冲的是通用寄存器，这些的寄存器是程序执行代码最最常用，也最最基础的寄存器，程序执行过程中，绝大部分时间都是在操作这些寄存器来实现指令功能。 所谓通用，即这些寄存器CPU没有特殊的用途，交给应用程序"随意"使用。注意，这个随意，我打了引号，对于有些寄存器，CPU有一些潜规则，用的时候要注意。 eax: 通常用来执行加法，函数调用的返回值一般也放在这里面 ebx: 数据存取 ecx: 通常用来作为计数器，比如for循环 edx: 读写I/O端口时，edx用来存放端口号 esp: 栈顶指针，指向栈的顶部, Stack Pointer, SP, 堆栈指针 ebp: 栈底指针，指向栈的底部，通常用ebp+偏移量的形式来定位函数存放在栈中的局部变量 esi: 字符串操作时，用于存放数据源的地址 edi: 字符串操作时，用于存放目的地址的，和esi两个经常搭配一起使用，执行字符串的复制等操作 在x64架构中，上面的通用寄存器都扩展成为64位版本，名字也进行了升级。当然，为了兼容32位模式程序，使用上面的名字仍然是可以访问的，相当于访问64位寄存器的低32位。 rax rbx rcx rdx rsp rbp rsi rdi 除了扩展原来存在的通用寄存器，x64架构还引入了8个新的通用寄存器: ...

“fork vfork clone pthread_create” Linux通过clone系统调用实现fork.调用通过一系列的参数标志来指明父、子进程需要共享的资源。fork、vfork、和__clone的库函数都根据各自需要的参数标志去调用clone，然后由clone()去调用do_fork()。 arch(X86)架构的是: fork、vfork、和__clone的库函数最终调用的都是clone系统调用。 至于其它的架构的，可能是通过fork和vfork系统调用。这和本身的实现有关。当然在现在的大多数Linux内核中，就算调用的是fork,在底层基本上传递给do_fork的参数都带有能实现写时复制的一些标志。 fork和 pthread_create,然后利用strace跟踪两者的调用过程， 都是调用的clone。 在Linux中主要提供了fork、vfork、clone三个进程创建方法。 在linux源码中这三个调用的执行过程是执行fork(),vfork(),clone()时，通过一个系统调用表映射到sys_fork(),sys_vfork(),sys_clone(),再在这三个函数中去调用do_fork()去做具体的创建进程工作。 fork fork创建一个进程时，子进程只是完全复制父进程的资源，复制出来的子进程有自己的task_struct结构和pid,但却复制父进程其它所有的资源。例如，要是父进程打开了五个文件，那么子进程也有五个打开的文件，而且这些文件的当前读写指针也停在相同的地方。所以，这一步所做的是复制。这样得到的子进程独立于父进程， 具有良好的并发性，但是二者之间的通讯需要通过专门的通讯机制，如: pipe，共享内存等机制， 另外通过fork创建子进程，需要将上面描述的每种资源都复制一个副本。这样看来，fork是一个开销十分大的系统调用，这些开销并不是所有的情况下都是必须的，比如某进程fork出一个子进程后，其子进程仅仅是为了调用exec执行另一个可执行文件，那么在fork过程中对于虚存空间的复制将是一个多余的过程。但由于现在Linux中是采取了copy-on-write(COW写时复制)技术，为了降低开销，fork最初并不会真的产生两个不同的拷贝，因为在那个时候，大量的数据其实完全是一样的。写时复制是在推迟真正的数据拷贝。若后来确实发生了写入，那意味着parent和child的数据不一致了，于是产生复制动作，每个进程拿到属于自己的那一份，这样就可以降低系统调用的开销。所以有了写时复制后呢，vfork其实现意义就不大了。 fork()调用执行一次返回两个值，对于父进程，fork函数返回子程序的进程号，而对于子程序，fork函数则返回零，这就是一个函数返回两次的本质。 在fork之后，子进程和父进程都会继续执行fork调用之后的指令。子进程是父进程的副本。它将获得父进程的数据空间，堆和栈的副本，这些都是副本，父子进程并不共享这部分的内存。也就是说，子进程对父进程中的同名变量进行修改并不会影响其在父进程中的值。但是父子进程又共享一些东西，简单说来就是程序的正文段。正文段存放着由cpu执行的机器指令，通常是read-only的。下面是一个验证的例子: //例１: fork.c #include<stdio.h> #include<sys/types.h> #include<unistd.h> #include<errno.h> int main() { int a = 5; int b = 2; pid_t pid; pid = fork(); if(pid == 0) { a = a-4; printf("I'm a child process with PID [%d],the value of a: %d,the value of b:%d.\n",pid,a,b); }else if(pid < 0) { perror("fork"); }else { printf("I'm a parent process, with PID [%d], the value of a: %d, the value of b:%d.\n", pid, a, b); } return 0; } #gcc –o fork fork.c #./fork //运行结果: I’m a child process with PID[0],the value of a:1,the value of b:2. I’m a parent process with PID[19824],the value of a:5,the value of b:2. //例１: fork.c #include<stdio.h> #include<sys/types.h> #include<unistd.h> #include<errno.h> int main() { int a = 5; int b = 2; pid_t pid; pid = fork(); if(pid == 0) { a = a-4; printf("I'm a child process with PID [%d],the value of a: %d,the value of b:%d.\n",pid,a,b); }else if(pid < 0) { perror("fork"); }else { printf("I'm a parent process, with PID [%d], the value of a: %d, the value of b:%d.\n", pid, a, b); } return 0; } #gcc –o fork fork.c #./fork ...

“workqueue” 转自: http://bgutech.blog.163.com/blog/static/18261124320116181119889/ 什么是workqueue Linux中的Workqueue机制就是为了简化内核线程的创建。通过调用workqueue的接口就能创建内核线程。并且可以根据当前系统CPU的个 数创建线程的数量，使得线程处理的事务能够并行化。workqueue是内核中实现简单而有效的机制，他显然简化了内核daemon的创建，方便了用户的 编程. 工作队列 (workqueue) 是另外一种将工作推后执行的形式.工作队列可以把工作推后，交由一个内核线程去执行，也就是说，这个下半部分可以在进程上下文中执行。最重要的就是工作队列允许被重新调度甚至是睡眠。 那么，什么情况下使用工作队列，什么情况下使用tasklet。如果推后执行的任务需要睡眠，那么就选择工作队列。如果推后执行的任务不需要睡眠，那么就 选择tasklet。另外，如果需要用一个可以重新调度的实体来执行你的下半部处理，也应该使用工作队列。它是唯一能在进程上下文运行的下半部实现的机 制，也只有它才可以睡眠。这意味着在需要获得大量的内存时、在需要获取信号量时，在需要执行阻塞式的I/O操作时，它都会非常有用。如果不需要用一个内核 线程来推后执行工作，那么就考虑使用tasklet。

“上下文切换” 操作系统上线程的切换也不是免费的，线程切换其实会带来额外的开销，其中包括: 保存线程 1 的执行上下文； 加载线程 2 的执行上下文； 频繁的对线程的上下文进行切换可能还会导致性能地急剧下降，这可能会导致我们不仅没有提升请求处理的平均速度，反而进行了负优化，所以这也是为什么 Redis 对于使用多线程技术非常谨慎。 我们都知道，Linux 是一个多任务操作系统，它支持远大于 CPU 数量的任务同时运行。当然，这些任务实际上并不是真的在同时运行，而是因为系统在很短的时间内，将 CPU 轮流分配给它们，造成多任务同时运行的错觉。 而在每个任务运行前，CPU 都需要知道任务从哪里加载、又从哪里开始运行，也就是说，需要系统事先帮它设置好CPU 寄存器和程序计数器 什么是 CPU 上下文 CPU 寄存器和程序计数器就是 CPU 上下文，因为它们都是 CPU 在运行任何任务前，必须的依赖环境。 CPU 寄存器是 CPU 内置的容量小、但速度极快的内存。 程序计数器则是用来存储 CPU 正在执行的指令位置、或者即将执行的下一条指令位置。 什么是 CPU 上下文切换 就是先把前一个任务的 CPU 上下文 (也就是 CPU 寄存器和程序计数器) 保存起来，然后加载新任务的上下文到这些寄存器和程序计数器，最后再跳转到程序计数器所指的新位置，运行新任务。 而这些保存下来的上下文，会存储在系统内核中，并在任务重新调度执行时再次加载进来。这样就能保证任务原来的状态不受影响，让任务看起来还是连续运行。 CPU 上下文切换的类型 根据任务的不同，可以分为以下三种类型 - 进程上下文切换 - 线程上下文切换 - 中断上下文切换 进程上下文切换 Linux 按照特权等级，把进程的运行空间分为内核空间和用户空间，分别对应着下图中， CPU 特权等级的 Ring 0 和 Ring 3。 内核空间 (Ring 0) 具有最高权限，可以直接访问所有资源； 用户空间 (Ring 3) 只能访问受限资源，不能直接访问内存等硬件设备，必须通过系统调用陷入到内核中，才能访问这些特权资源。 ...

“neofetch, linux logo ascii” neofetch, linux logo ascii neofetch 是一个跨平台的易于使用的 系统信息显示命令行脚本，它收集你的系统信息，并在终端中和图像一起显示出来，这个图像可能是你的发行版的 logo 也可能是你选择的一幅 ascii 艺术字。 Neofetch 和 ScreenFetch 或者 Linux_Logo 很像，但是它可以高度定制，并且还有一些额外的我们要在下面讨论的特点。 它的主要特点有: 运行速度快，可以显示全色图像 —— 用 ASCII 字符显示的发行版 logo ，旁边显示系统信息，可以高度定制，可以随时随地显示系统信息，并且在脚本结束的时候还可以通过一个特殊的参数来启用桌面截图。 系统要求: Bash 3.0+ 带 ncurses 支持。 w3m-img (有时候会打包成 w3m) 或者 iTerm2 或者 Terminology，用于显示图像。 imagemagick，用于创建缩略图。 支持 [\033[14t 的 Linux 终端模拟器 或者 xdotool 或者 xwininfo + xprop 或者 xwininfo + xdpyinfo 。 Linux 系统中还需要 feh、nitrogen 或者 gsettings 来提供对墙纸的支持。 注意: 你可以从 Neofetch 的 Github 页面了解更多关于可选依赖的信息，以检查你的 Linux 终端模拟器 是不是真的支持 \033[14t 或者是否需要一些额外的依赖来使这个脚本在你的发行版上工作得更好。 ...

“usbip” 下载 usbip-win https://github.com/cezanne/usbip-win/releases 解压到一个目录 D:\workspace\apps\usbip-win-0.3.4 安装证书 右键usbip_test.pfx -> 安装PFX，选择"本地计算机"，而不是"当前用户"，证书密码 usbip，存储位置选择 “受信任的证书颁发机构” 开启驱动测试签名 bcdedit.exe /set TESTSIGNING ON 重启系统 找到要使用的USB设备 .\usbip.exe list -l 安装USB驱动 .\usbip.exe install 启动服务端 .\usbipd.exe -d -4 编译内核 WSL2 客户端 安装工具包 sudo apt install build-essential flex bison libssl-dev libelf-dev 下载内核 https://mirrors.edge.kernel.org/pub/linux/kernel/v5.x/ https://yadom.in/archives/usb-passthrough-hyper-v-and-wsl2.html https://snowstar.org/2020/06/14/wsl2-usb-via-usbip/ https://github.com/microsoft/WSL2-Linux-Kernel

“后退按钮” vue methods: { goBack(){ let state = { title: '', url: window.location.href }; window.history.pushState(state, state.title, state.url); } }, mounted() { if (window.history && window.history.pushState) { history.pushState(null, null, document.URL); //这里有没有都无所谓，最好是有以防万一 window.addEventListener('popstate', this.goBack, false); // 回退时执行goback方法 } }, // 页面销毁时，取消监听。否则其他vue路由页面也会被监听 destroyed(){ window.removeEventListener('popstate', this.goBack, false); } https://www.jianshu.com/p/9ee6be02d687 https://blog.csdn.net/qq_34179086/article/details/88081575

snap 安装 snap 的过程还是需要些内存的, 我有个虚拟机剩余内存 230M, snap 安装失败… almalinux sudo dnf install epel-release sudo dnf upgrade dnf install snapd --enablerepo=epel -y almalinux sudo dnf install epel-release sudo dnf config-manager --set-enable epel sudo dnf upgrade sudo dnf install snapd # ubuntu: Unable to update "Snap Store": cannot refresh "snap-store": snap "snap-store" has running apps snap-store --quit # 列出已经安装的 snap 包 sudo snap list # 列出所有已安装的版本 snap list --all vlc # update all Snap packages sudo snap refresh # Check for snap changes sudo snap changes sudo snap abort <number> archlinux yay -S snapd sudo systemctl enable --now snapd.socket sudo systemctl start snapd.socket sudo ln -s /var/lib/snapd/snap /snap sudo snap install another-redis-desktop-manager http proxy $ sudo snap set system proxy.http="http://<proxy_addr>:<proxy_port>" $ sudo snap set system proxy.https="http://<proxy_addr>:<proxy_port>" https://blog.csdn.net/omaidb/article/details/120581033 ...

“fork exec system()” system()、exec()、fork()三个与进程有关的函数的比较 启动新进程 (system函数) system() 函数可以启动一个新的进程。 int system (const char *string ) 这个函数的效果就相当于执行sh –c string。 一般来说，使用system函数远非启动其他进程的理想手段，因为它必须用一个shell来启动需要的程序。这样对shell的安装情况，以及shell的版本依赖性很大。 system函数的特点: 建立独立进程，拥有独立的代码空间，内存空间 等待新的进程执行完毕，system才返回。(阻塞) 替换进程映像 (exec函数) exec函数可以用来替换进程映像。执行exec系列函数后，原来的进程将不再执行，新的进程的PID、PPID和nice值与原先的完全一样。其实执行exec系列函数所发生的一切就是，运行中的程序开始执行exec调用中指定的新的可执行文件中的代码。 exec函数的特点: 当进程调用一种exec函数时，源进程完全由新程序代换，而新程序则从其main函数开始执行。因为调用exec并不创建新进程，所以前后的进程ID并未改变。exec只是用另一个新程序替换了当前进程的正文、数据、堆和栈段。特别地，在原进程中已经打开的文件描述符，在新进程中仍将保持打开，除非它们的"执行时关闭标志" (close on exec flag) 被置位。任何在原进程中已打开的目录流都将在新进程中被关闭。 复制进程映像 (fork函数) fork函数 头文件 #include<unistd.h> #include<sys/types.h> 函数原型 pid_t fork( void); 返回值: 若成功调用一次则返回两个值，子进程返回0，父进程返回子进程ID；否则，出错返回-1 关于fork函数的作用，《Linux程序设计》中是这样解释的: 我们可以通过调用fork创建一个新进程。这个系统调用复制当前进程，在进程表中新建一个新的表项，新表项中的许多属性与当前进程是相同的。新进程几乎与元进程一模一样，执行的代码也完全相同，但是新进程有自己的数据空间、环境和文件描述符。 这个解释其实过于笼统，很多细节问题都没有说。下面就简单说一下调用fork时发生的一些细节问题。或者叫fork函数的特点: 首先，现在的 UNIX 系统和 Linux 系统都采用写时复制技术 (COW: Copy On Write) 。使用这种技术，当调用 fork 函数时，新的进程只是拥有自己的虚拟内存空间，而没有自己的物理内存空间。 新进程共享源进程的物理内存空间。 而且新内存的虚拟内存空间几乎就是源进程虚拟内存空间的一个复制。 我们知道，进程空间可以简单地分为程序段 (正文段) 、数据段、堆和栈四部分 (简单这样理解) 。采用写时复制的fork函数，当执行完fork后的一定时间内，新的进程 (子进程) 和源进程的进程空间关系如下图: fork执行时，Linux 内核会为新的进程 P2 创建一个虚拟内存空间，而新的虚拟空间中的内容是对 P1 虚拟内存空间中的内容的一个拷贝。而 P2 和 P1 共享原来 P1 的物理内存空间。 ...

“写时复制 (Copy-on-write: COW) " 写入时复制 (英语: Copy-on-write，简称COW) 是一种计算机程序设计领域的优化策略。其核心思想是，如果有多个调用者 (callers) 同时请求相同资源 (如内存或磁盘上的数据存储) ，他们会共同获取相同的指针指向相同的资源，直到某个调用者试图修改资源的内容时，系统才会真正复制一份专用副本 (private copy) 给该调用者，而其他调用者所见到的最初的资源仍然保持不变。这过程对其他的调用者都是透明的 (transparently) 。此作法主要的优点是如果调用者没有修改该资源，就不会有副本 (private copy) 被创建，因此多个调用者只是读取操作时可以共享同一份资源。 在java中的应用举例 java中有两个类: CopyOnWriteArrayList、CopyOnWriteArraySet使用了写时复制技术手段，CopyOnWriteArrayList的实现: A thread-safe variant of java.util.ArrayList in which all mutative operations (add, set, and so on) are implemented by making a fresh copy of the underlying array. 在多线程环境，凡是读操作都没有进行加锁操作，而写操作都会在锁的保护下复制一份数据，在复制的数据上做修改，修改完后，再把底层数组的引用指向修改后的新数组。 复制数据意味着需要浪费内存空间，所以在读 写少的并发场景下比较合适。 /** * The lock protecting all mutators. (We have a mild preference * for builtin monitors over ReentrantLock when either will do.) */ final transient Object lock = new Object(); ...