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系统比较:Ext4、XFS和Btrfs

0x00 背景 在上一篇性能分析的教程中,为大家介绍了如何评测的读写性能。但是,我们使用硬,从来不是直接读写裸设备,而是通过系统来管理和访问硬上地。 本中,我们将一起探索Linux中主流的三个系统——Ext4、XFS以及Btrfs——的功能特点,并基于腾讯高性能,做一个初步的性能对比。 不过在场景下,以上各中工作其实都已经完全托管实现了,腾讯的CBS产品,通过多副本的机制保障了数据的可靠性、可用性等问题,同时并发性能也得到特别的优化。 0x04 上各系统性能对比 实验环境选择x86_64体系下的Debian 10 (Buster)稳定版的OS,每种系统均为1T的高性能。 性能测试总结,在腾讯的CBS上,对于以上三种成熟稳定的系统,不论选用其中哪一种,性能都比较优异,且差异相对不大。

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将OneDrive等同步到Fast.io提供直连下载

Fast.io可以自动将同步到Fast.io的中,并使用CloudFlare 和 Akamai进行CDN加速,同时提供直链下载,和Oneindex这类程序相似,不过Fast.io支持多种 ,只需要将您的复制或上传到这个目录,会自动同步到Fast.io的存储中。 一些限制 Fast.io免费版支持5个站点,单个最大限制500Mb,每个月100Gb流量,收费版还支持密码保护和更大的单,套餐价格如下图。 总结 相比Oneindex这类网直链程序,Fast.io支持的网更加丰富,且无需自行搭建,但Fast.io免费版会受到单大小和流量方面的限制,总之选择自己最适合的即可。 使用Fast.io可以很方便的让提供直连下载,而且还可以拯救被墙的网,Fast.io还可以设置自定义域名等,有兴趣的同学可以注册后进一步摸索。

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    谷歌端硬 :复制

    创建的副本,并使用补丁程序语义应用所有请求的更新。 立即尝试。 域管理员可以选择默认使所有上载的对域可见;此参数绕过该请求的行为。权限仍然从父夹继承。 这仅适用于Google端硬中具有二进制内容的。该只能保留200个修订版本。如果达到限制,请尝试删除固定的修订。 可写的idstring的ID。可写的mimeTypestring的MIME类型。 如果未提供任何值,则Google端硬会尝试从上传的内容中自动检测适当的值。 可写的namestring名。这在夹中不一定是唯一的。请注意,对于不可变项,例如共享驱动器的顶层夹,“我的驱动器”根夹和“应用程序数据”夹,名称是恒定的。

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    有技术就能自建,PDF预览,下载。速度与激情掌握在自己手里!

    安装和配置 四、使用「分享书籍」 1. 上传PDF书籍 2. 设置外链 五、总结 一、前言 本篇章只介绍如何自建,不剐蹭任何服务。 但在做这事的时候,经常遇到分享的链接过一会就失效,同时预览效果也不是很好,不能随开随读。所以就萌生了,构建自己的。 小傅哥,那个不是简单的男人,一直比较能折腾!从折腾中不断的触及到新知识领域! 接下来就反复更换关键词搜索到了;「可道」 - kodcloud.com。这是一款基于PHP开发的私有存储&协同办公服务,同时可以在本地下载软管理自建的服务。 可以分享成链接,支持设置隐私级别,与其他功能一致。且对浏览PDF效果很理想,可以在线阅读。 另外,有免费版!免费版就是你不要通过代码去改一些显示内容,否则会提示升级到付费版本。 「好!」 1.2 上传 配置好路径后,就可以打开FTP服务。在工程中点击上传即可。 ? 2. 安装和配置 安装过程非常简单,只要打开我们的虚拟机配置的域名,进行访问即可。

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    弹性服务与一样吗?

    在公有上,有很多的存储产品,让我们眼花缭乱,今天我们来看下弹性服务SFS。初一看,与我们在私有经常使用的NAS有些神似,又与公有上的有些类似。 image.png 三、总结 1、SFS系统只能在内部使用,不能与互联网直接连接。 ping sfs系统,是100.125.85.155的内网地址。 SFS只能用于在上的主机之间内部通信。 image.png 2、SFS系统具有系统,不需要格式化。 我们用mount命令挂载上sfs系统后,不需要格式化该空间,即可使用。 3、SFS系统便于进行多台主机的共享。 多台主机挂同一块进行数据读写,存在数据写入冲突的问题,必须有集群系统的支持,如Oracle RAC。而SFS系统不存在这个问题。 4、SFS系统支持扩容、缩容。 image.png 5、SFS系统比更贵。 image.png

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    弹性服务与一样吗?

    在公有上,有很多的存储产品,让我们眼花缭乱,今天我们来看下弹性服务SFS。初一看,与我们在私有经常使用的NAS有些神似,又与公有上的有些类似。 接下来,进行实际挂载,通过mount命令,我们将SFS系统成功与/sfs目录进行了挂载。 ? 三、总结 1、SFS系统只能在内部使用,不能与互联网直接连接。 ping sfs系统,是100.125.85.155的内网地址。SFS只能用于在上的主机之间内部通信。 ? 2、SFS系统具有系统,不需要格式化。 多台主机挂同一块进行数据读写,存在数据写入冲突的问题,必须有集群系统的支持,如Oracle RAC。而SFS系统不存在这个问题。 4、SFS系统支持扩容、缩容。 ? 5、SFS系统比更贵。

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    engineercms分享提取码-参考蓝眼

    因为蓝眼也是采用go语言+gorm编写的,所以参考起来稍微轻松一点。主要还是了解如何通过一段提取码就能取到的访问权。 生成一个分享uuid和提取码code。 服务端接受选择的夹id,随机生成一个share uuid和提取码code,返回给页面:服务端写入数据表share和bridge,前者存share uuid和分享者id,及过期时间expiretime 后者存储share uuid和对应的id,一对多。 ? 用户通过这个链接地址,浏览器请求服务端,服务端判断用户有无登录——如果登录,再判断这个分享是不是这个登录用户创建。 上面的逻辑相当于通过认证后,提供给页面的列表。 那么下载也差不多是这个逻辑,也是要判断code。 this.matterService.DownloadZip(writer, request, []*Matter{matter}) } return nil } 也是先要checkshare,然后再去bridge数据表里取出

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    .NET Core的系统:扩展系统构建一个简易版“

    FileProvider构建了一个抽象系统,作为它的两个具体实现,PhysicalFileProvider和EmbeddedFileProvider则分别为我们构建了一个物理系统和程序集内嵌系统 总的来说,它们针对的都是“本地”,接下来我们通过自定义FileProvider构建一个“远程”系统,我们可以将它视为一个只读的“”。 真实的保存在服务器上,客户端可以通过公布出来的Web API得到指定路径所在的目录结构,以及目录和描述信息,甚至可以读取指定的内容。 服务器中的每一个目录都对应着一个URL,客户端可以指定相应的URL将某一个目录作为本地系统的根。 如下所示的调试断言表明利用HttpFileProvider读取的就是这个物理

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    qt读取U

    之前想做的一个功能是读取U中的到系统磁目录下,今天抽空把简版功能实现了。那会儿一直搜索的Qt如何识别U,最终得到的结果是Qt检测U插拔,发现并不是我想要的。 在开始前先看下Qt帮助档的QStorageInfo类。 提供有关当前安装的存储和驱动器的信息 允许检索有关卷的空间,挂载点,标签和系统名称等信息。 在读取U时,主要用到的是获取路径的功能。有了该功能,再结合QFile::copy() ,就可以实现复制U的功能了。O的K,上码。 如果除去的来源是从U,这就像是一个复制的功能。 遍历所有磁,由于我只想要U中的,而U中的所属的磁是media。 之后是获取路径添加的名称,再结合QFile的 Copy功能,就这样。 下面是测试的目录以及结果截图。 U中的测试。 ? 磁目录。 ? Qt打印结果。 ? 复制结果。 ?

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    IPFS直链网

    IPFS 是一个免费的开源项目,是一个分布式系统,旨在将所有计算设备与相同的系统连接起来,我们可以通过它,在全网分发你的任何资源!无来源,无审核,无限流量,无限空间! 保存周期应该是大概6个月,如果个月内无人访问,将在全球分布的IPFS保留你数据的那台服务器中,删除,相反,如果一直不定期访问,就会可以更久的保存。

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    系统三

    超级块对象代表一个己安装的系统,存储该系统的有关信息,比如系统的类型、大小、状态等。对基于磁系统,这类对象通常存放在磁上的特定扇区。 对于并非基于磁系统(比如基于内存的系统sysfs),它们会现场创建超级块对象并将其保存在内存中。 (2)索引节点(struct inode)。 第1步,读取ext4_super_block对象,此时并不知道系统的block大小,也不知道它起始于第几个block,只知道它起始于磁的第1024字节(前1024字节存放x86启动信息等)。 最后将超级快的变更内容写回到磁上,更新挂载计数器和上一次挂载的日期。 这样就将磁挂载到linux的VFS系统中了。 恢复删除的并不神秘 存储介质上的数据可以分为两部分:表征的数据(可以称为元数据,metadata)和的内容。不仅仅ext4系统如此,多数基于磁系统都离不开这两部分。

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    系统一

    索引节点:简称为 inode,用来记录的元数据,比如 inode 编号、大小、访问权限、修改日期、数据的位置等。索引节点和一一对应,它跟内容一样,都会被持久化存储到磁中。 所以记住,索引节点同样占用磁空间。 数据块:简称为block,普通用来记录的数据。 以下为inode和数据块的分配策略: 多块分配可以减少磁碎片。当初次创建的时候,块分配器预测性地分配8KB的磁空间给。当关闭的时候,未使用的空间当然也就释放了。 但是如果推测是正确的,那么数据将写到一个多个块的extent中。 延迟分配。当一个需要更多的数据块引起写操作时,系统推迟决定新数据在磁上的存放位置,直到脏的buffer写到磁为止。 尽量保持的数据块与其inode在同一个块组中。可以减少磁寻道时间. 尽量保持同一个目录中的所有inodes与目录位于同一个块组中。这样的假设前提是一个目录中的是相关的。

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    系统二

    但是,如果一个比较大,inode的块号不足以标识所有的数据块,就会使用间接块。系统会在硬上分配一个数据块,不存储数据,专门用来存储块号。该块被称为间接块。inode的长度是固定的。 目录与名的存储格式 目录下比较少的情况下:目录本身也是个,也有 inode。inode 里面也是指向一些块。 和普通不同的是,普通的块里面保存的是数据,而目录的块里面保存的是目录里面一项一项的信息。这些信息我们称为 ext4_dir_entry。 为了表示图中上半部分的那个简单的树形结构,在系统上的布局就像图的下半部分一样。无论是夹还是,都有一个 inode。 对于较小的分区来说速度还好,但是对于一个超大的磁,速度是极慢极慢的。例如将一个几十T的磁阵列格式化为ext4系统,可能你会因此而失去一切耐心。

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    RHCE点(3)—— Linux

    在操作系统中,任何东西都可以看作是是操作系统逻辑组织的基本单元。对于Unix和Linux系统而言,系统层次标准(FHS)是其组织规范的主要参考。 对目录结构稍有了解的人都知道,系统通常由根目录(/)出发,不断延伸出一层一层的子目录。 在使用fdisk之前,首先须明确所要处理的硬。例如:如果要处理第一IDE硬,可以输入:#fdisk /dev/hda。 使用LVM可以很方便地实现磁分区的扩容,一个系统甚至可以跨越多个硬。 下面简要介绍一下创建LVM分区的过程: 1) 添加新的硬 2) 创建新的分区,将一个或多个分区指定为LVM系统类型(可使用fdisk工具) 3) 备份/home目录,将其分区指定为LVM系统类型

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    CAppData占用83.7G?

    C隐藏AppData占用空间83.7G? 今天无意中看到我的C居然只有21.8G了,我所有的软都是安装在E,为什么C还是无缘无故的少了这么多空间呢, ? 经过一个一个夹的寻找,终于在C的用户下面找到了一个名为AppData的隐藏 ? 那真是不看不知道,一看吓一跳,这个居然占用空间83.7G ? 后来我以为电脑中毒了,然后百度了一下这个夹是干嘛用的 ? 可以看到,这个夹里面全是存放应用的数据和缓存,删了他就罢工,不删空间占用太大,真是吃一堑长一智 同行们,以后应用程序光安装在其他还不行,对于我们要用的特别占空间的工具(oracle,vs201

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    系统(简)

    的物理组成 圆形的片, 用于记录数据 扇区, 最小的物理储存单位,有512Bytes和4K两种格式 扇区组成的圆为柱面 机械臂与机械臂上的磁头, 用于读写片上的数据 主轴马达, 转动片, 让磁头在片上读写数据 索引式系统中 一些概念 1. superblock: 记录该系统的整体信息, 包括inode/block的总量,使用量,剩余量, 以及系统的格式等相关信息 2. inode: 记录的属性 , 一个会占用一个inode, inode中记录数据所在的block 3. block: 实际记录的内容 链式系统(如FAT) 每个block号码记录在前一个block号码中

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    Linux 查看夹,磁空间大小

    查看 列出当前目录所有的大小 ls -alh 过滤当前目录下大于10M的 find ./ -type f -size +10M -print0 | xargs -0 ls -lh | sort -nr 查看夹 当前目录的大小 du -sh 当前目录的子目录大小 du -sh * 递归查询当前目录所有夹大小 du -ah 磁占用 df -lh

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