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关键词

系统)

Hi~朋友,关注置顶防止错过消息摘要系统结构目录软链接和硬链接为了提高为分配的效率,我们需要通过来维护好现有的,避免每次为分配时去扫描整个磁盘 常见的方式有以下几种:闲表法闲链表法位图法闲表法闲表法的实现? 闲表法就是为所有的建立一张表,表中的内容包括闲区的第一个块号和该闲区的个数。 当用户删除一个时,系统也需要回收,也需要扫描闲表,寻找一个闲表条目并将第一个物块号和它占用的块数填到这个条目中。 Linux操作系统中就采用了位图的方式来,不仅用于数据闲块的,还用于inode闲块的,因为inode也是在磁盘的。 目录普通的块里面保的是数据,目录的块里面保的是目录里面的一项一项的信息。

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Xcode 清

Xcode版本:8.3.3iOS版本:10.3.2移除 Xcode 运行安装 APP 产生的缓(DerivedData)只要重新运行Xcode就一定会重新生成,而且会随着运行程序的增多,占用会越来越大 删除后在重新运行程序可能会稍微慢一点,建议定期清。 路径:~LibraryDeveloperCoreSimulatorDevices 释放 ≈ 12GB,个人建议全部删除 ----移除对旧设备的支持(iOS DeviceSupport)一般是占用内最大的夹 再次运行程序会缓。路径:~LibraryDeveloperXCPGDevices 我从使用Xcode几年没删除过此夹也就占用约300M内,可依据个人喜好操作。 ----移除旧的档(Docsets)删除后不可恢复,该目录下的为开发档,一般有三个com.apple.adc.documentation.iOS.docset(1.68GB)、com.apple.adc.documentation.OSX.docset

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    WSFC2012 群集

    ,系统员就可以直接在OS上面进行配置,简单,节约SAN成本,虚拟化,灵活分配,这是微软池,所解决的目的常有人将,SOFS的概念搞混,以为SOFS就是,老王这里特地和大家解释下这几个概念的区别 上面和大家介绍了下单机上面池,的概念,其实对于新上手2012的人可能会对这个名词有点陌生,我在工具里面看不见,只能看见池,那个是? 打开故障转移群集控制台(cluadmin.msc),在面板左侧,展开“ ”,右键单击“ 池”,然后点击“新建池”?指定池的名称,选择拥有群集子系统,点击下一步? 内部RAID卡或RBOD虽然在群集架构不被支持,但是单机上面可以支持 可以通过群集器或2012服务器器,不论是单机,或是群集,都可以在服务器器里面配置, 如果群集配置有SOFS,可以将SOFS与群集池一起加入SCVMM,构建端到端的希望可以通过这篇章让大家了解群集的概念,为大家带来思考与应用 转载于:https:blog.51cto.comwzde20122146061

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    EXSi添加群辉

    EXSi添加群辉 群辉端操作:1.选择控制面板->服务->启动NFS服务 image.png2.选择共享夹点击编辑,选择NFS权限,添加规则 image.png image.png EXSi端操作:1.选择->新建数据->挂载NFS数据->提供NFS挂载信息 image.png image.png image.png image.png2.挂载完成,然后我们创建VM就可以 Happy的使用群辉NAS的了:)image.png

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    weexpack占据的

    最近硬盘吃紧了,扫描了一下,发现这个目录下放了大量的npm install之后下载的node库: C:Usersi042416AppDataRoamingnpmnode_modules? 其中weexpack占据的不小,有300~400MB: ??

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    使用 s3browser 腾讯云 COS

    腾讯云 COS 有提供一个桌面工具 cosbrowser,可以可视化 COS ,支持 Windows、macOS。 :填写格式如 cos..myqcloud.com 的域名,其中 填写想要访问的园区如广州园区填写 cos.ap-guangzhou.myqcloud.com,所有园区名称看园区列表 ,只会列出该园区的桶 再到 tools->options->General 里设置去掉默认加 ACL 的选项,避免账户下满 1000 条策略1.png 三、上传下载 image.png点击要桶,进去便可以上传、 下载、删除,支持拖拽上传夹四、高级功能image.png桶和菜单下有很多高级功能,功能很完善,其中有一部分不完全兼容。 五、代配置image.png

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    alloc_page分配内--Linux内(十七)

    1 前景回顾在内核初始化完成之后, 内的责任就由伙伴系统来承担. 伙伴系统基于一种相对简单然而令人吃惊的强大算法.Linux内核使用二进制伙伴算法来和分配物页面, 该算法由Knowlton设计, 后来Knuth又进行了更深刻的描述.伙伴系统是一个结合了2的方幂个分配器和闲缓冲区合并计技术的内分配方案 当一个块被最终释放时, 其伙伴将被检测出来, 如果伙伴也闲则合并两者.内核如何记住哪些内块是闲的分配闲页面的方法影响分配器行为的众多标识位内碎片的问题和分配器如何处碎片2 内分配API2.1 在预期内域没有的情况下, 该列表确定了扫描系统其他内域(和结点)的顺序.随后的for循环所作的基本上与直觉一致, 遍历备用列表的所有内域,用最简单的方式查找一个适当的闲内块首先,解释ALLOC 如果两个条之一不能满足,即或者没有足够的闲页,或者没有连续内块可满足分配请求,则循环进行到备用列表中的下一个内域,作同样的检查.

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    程序的布局

    栈由编译器自动分配释放。局部变量及每次函数调用时返回地址、以及调用者的环境信息(例如某些机器寄器)都放在栈中。新被调用的函数在栈上为其自动和临时变量分配。 堆需要由程序员分配释放,若程序员不释放,程序结束时可能由OS回收。通常在堆中进行动态分配。 对于x86处器上的Linux,正段从0x08048000单元开始,栈底在0xC0000000之下开始(栈由高地址向低地址方向增长)。堆顶和栈底之未用的虚拟很大。 Shell的size命令可以看到一个程序的正段(text)、数据段(data)、非初始化数据段(bss)及长度. 注意:reserve最小值为4Byte;commit是保留在虚拟内的页里面,它设置的较大会使栈开辟较大的值,可能增加内的开销和启动时

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    指针与自由

    long * fellow; create a pointer-to-long*fellow = 223323; place a value in never-never land使用new来分配内! 在大型项目中有巨大作用,减少内! ?int * pn = new int;?

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    充分利用4G C8815 修改DATA分区,扩大,重新分配内置

    我们的C8815 刚拿到手的时候,原厂分区已经分好了, 我们知道C8815内部是4G 但是实际真正能利用的也就是1G ,而且这1G里,能让我们安装的,就830M 左右。 其他的那儿去了? 那我们就要想办法从 其他地方转移些过来了 SYSTEM 分区1.1是有点多了,其实一个系统也有260M 但是这个分区有点特别,动他有很大风险,这里我就不去考虑他了 余下就一个SD分区,也叫内部, 机身。 你会发现,他几乎没什么用了,东西都会装到TF卡里了,照片也在TF卡了, (有些内置16G的手机,内部,就会划成7-8G 那样你就不用加TF卡了,很畅快的使用了)但是,我研究其他一些手机,这个, ========================以下操作有风险,有动手能力,能解的,来动手,砖机不负责============================ 1,首先安装adb ( 附有 )  下载解压出来

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    Oracle 表

    Oracle 表33.12.1. optapporacleoradatatest.dbf size 800Mautoextend onnext 50Mmaxsize 1000Mextent management local autoallocate; temporary 创建字典临时表 修改表大小先查询数据名称、大小和路径的信息,语句如下: select tablespace_name,file_id,bytes,file_name from dba_data_files; 增加表 ,修改大小语句如下 alter database datafile 需要增加的数据路径,即上面查询出来的路径 resize 800M; 33.12.4. 删除表drop tablespace 名 including contents and datafiles drop tablespace test including contents and

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    Oracle 表

    Oracle 表33.12.1. optapporacleoradatatest.dbf size 800Mautoextend onnext 50Mmaxsize 1000Mextent management local autoallocate; temporary 创建字典临时表 修改表大小先查询数据名称、大小和路径的信息,语句如下: select tablespace_name,file_id,bytes,file_name from dba_data_files; 增加表 ,修改大小语句如下 alter database datafile 需要增加的数据路径,即上面查询出来的路径 resize 800M; 33.12.4. 删除表drop tablespace 名 including contents and datafiles drop tablespace test including contents and

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    InnoDB:表

    作者:Mayank Prasad 译:徐轶韬在InnoDB中,用户定义的表及其对应的索引数据在扩展名为.ibd的中。表有两种类型,常规(或共享)表和独立表。 对于共享表而言,来自多个不同表及其对应索引的数据可以保在单个.ibd中。而对于独立表,单个表的数据及其索引保在一个.ibd中。这篇博客章将详细讨论这些.ibd中的。. HEADER PAGE表的元数据信息没有单独的。它在同一的页头(始终为0页)。现在让我们详细了解一下。? 注2:当区段变为闲(即不再有已使用的页)时,它不会移动到“段”的“FREE ”列表中。相反,它将移至在表级别维护的FREE列表。问:为什么我们需要段?答:这是为了简化页。 答: InnoDB中的每个索引(B +树)使用两个段。Leaf Page Segment:将叶子页在B树中。Non Leaf Page Segment:在B树中非叶子(中)页。

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    1.新建一个项目FilePersistenceTest2.修改activity_main.xml: 3.修改MainActivitypackage com.example.filepersistencetest inputText)){ edit.setText(inputText); edit.setSelection(inputText.length()); Toast.makeText(this,还原(保) protected void onDestroy() { super.onDestroy(); String inputText = edit.getText().toString(); Log.d(TAG, 输入的字为 =null){ content.append(line); } }catch(Exception e){ e.printStackTrace(); } Log.d(TAG, 读取到的的内容为: +content.toString

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    连续方式非连续方式连续方式连续使用前必须要知道的大小,这样系统才可以在磁盘上找到一块连续的分配给头里需要指定起始块的位置和长度。 连续优点?数据紧密相连,一次磁盘寻道便可读出整个,读写效率高。连续缺点? 磁盘碎片:较小的块无法进行分配,降低了磁盘使用率长度不易扩展:扩展需要更多的磁盘,假设相邻的闲不够,那么就只能移动了,这种方式效率非常低非连续方式非连续方式有哪几种 索引方式优点:的创建、增大、缩小很方便不会有碎片问题支持顺序读写和随机读写索引方式缺点:如果很小,一个块就可以所有数据,此时还需要额外分配一块磁盘索引,造成了的开销。 如果过大,一个索引数据块无法放,如何处

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    虚拟

    程序局部性原:基于大量的程序运行特征的观察发现在一段时内,一个程序的执行往往是呈现高度的局部性。表现在以下两个方面:时局部性:若一条指令被执行,那么不就的将来它很有可能再被执行。 局部性:若内单元被使用,则在一定时内它及其相邻单元很可能被再次使用。 虚拟技术:由程序局部性原可以发现,程序装入内的时候,没必要一下子全部装入,所以作业提交给系统时,首先进入辅,运行时,只将其有关部分信息装入内,大部分仍然在外中,当运行过程中需要用到不在内的信息时 这样虚拟器就成了一个将内、外结合在一起,容量接近外,速度接近内器。 实现虚拟技术的主要方法有,请求分页、请求分段和请求段页关于具体实现看到了一篇比较好的章,在此偷个懒直接将连接贴过来了http:blog.csdn.netwang379275614articledetails13765599

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    七.Linux

    一.基础知识从工作原区分:机械 HDD固态 SSDSSD的优势: SSD是摒弃传统磁介质,采用电子介质进行数据和读取的一种技术,突破了传统机械硬盘的性能瓶颈,拥有极高的性能,被认为是 Ext4:Ext3的改进版本,作为RHEL 6系统中的默认系统,它支持的容量高达1EB(1EB=1,073,741,824GB), 且能够有无限多的子目录。 XFS:是一种高性能的日志系统,而且是RHEL 7中默认的系统,它的优势在发生意外宕机后尤其明显, 即可以快速地恢复可能被破坏的,而且强大的日志功能只用花费极低的计算和性能。 2.1.3 partprobe 刷新授权表partprobe命令用于重读分区表,当出现删除后,出现仍然占用。可以partprobe在不重启的情况下重读分区。 (目录)中;单一目录不应该重复挂载多个系统;要作为挂载点的目录,论上应该都是目录才是。

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    005.Docker

    一 Docker volume形态因为Docker 采用 AFUS 分层系统时,系统的改动都是发生在最上面的容器层,在容器的生命周期内,它是持续的,包括容器在被停止后。 因此,Docker 采用 volume (卷)的形式来向容器提供持久化。Docker volume 有如下几种形态。 三 Data volume (数据卷)一个 data volume 是容器中绕过 Union 系统的一个特定的目录。被设计用来保数据,而不容器的生命周期。 3.1 -v挂载容器内目录数据卷特性:数据卷是目录或,而非没有格式化的磁盘(块设备)数据卷可以在容器之共享和重用对数据卷的修改会立马生效对数据卷的更新,不会影响镜像数据卷默认会一直在,即使容器被删除 :容器端口;-v:物夹:容器的目录(容器中目录如果不在,会自动创建,如果在,会覆盖掉),即将宿主机中的目录挂载到镜像中的目录。

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    (六)docker --

    Docker镜像元数据 Docker镜像在设计上将镜像元数据与镜像完全隔离开了。与Docker像相关的概念,包括repository, image, layer。 由于Docker以分层的形式镜像,所以repository与image这两类元数据并无物上的镜像与之对应,而layer这种元数据则在物上的镜像层与之对应。 Docker会根据历史信息和rootfs中的diff_ids计算出构成该镜像的镜像层的索引chainID. imageStore则镜像ID与镜像元数据之的映射关系以及元数据的持久化操作,持久化位于 device-mapper Device Mapper是Linux 2.6内核中提供的一种从逻辑设备到物设备的映射框架机制,在该机制下,用户可以很方便地根据自己的需要制定实现资源的策略. 为了解决这种不对应的情况,overlay驱动在镜像层的时候,会把父镜像层的内容“复制”到当前层,然后再写入当前层,为了节省,在“复制”的过程中,普通是采用硬链接的方式链接到父镜像层对应

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    Kubernetes 1.19.0——

    配置卷emptyDiremptyDir: 本地卷,在物机里随机生成一个目录 如果pod被删除,则物机里对应的目录也会被删除,不是永久性 图片1.png定义卷的格式:volumes:-  name 使用NFS网络 图片1.png 图片2.png本次实验用*表示允许任何客户端访问,注意*与括号之没有格 图片3.png注:虽然是在pod上挂载的,但是必须在worker上 安装客户端,不然没有showmount 命令在所有节点安装yum -y install nfs-u* 图片12.png 图片13.png 图片14.png 图片15.png图片16.png在vdisk创建,则容器里也会同步出现相同,这里不作演示到此 nfs搭建完成,就算pod移至其他节点也不会影响数据一致性 持久性PV是全局的,所有命名是可见的ReadWriteOnce:同时只有一个去读写 ReadOnlyMany:同时有多个去读,不能写 pv可复用 • pv状态由Released变为Available• Retain--不回收数据 • 但是删除pvc之后,pv依然不可用 • pv状态长期保持为 Released 图片24.png 官网原

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