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Linux Nexus3

Nexus3 的过程还是非常简单,复制整个目录到新服务器,启动即可。备份在原来服务器上将 nexus3 整体目录备份即可。 # 创建 nexus 用户$ useradd nexus$ passwd nexus$ su - nexus # scp 备份文件到新服务器$ scp nexus@x.x.x.x:~nexus3.tar.gz

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MSP实践-对象

是否需要增量 因为前后需要保障文件的完整性和一致性,如果过程中源有持续增加的新文件,需要根据客户的具体情况针对这些增量文件制定双写或增量方案 是否在低频、冷数据 如果在低频和冷数据 ,一是需要确认是否需要进行预热(否则冷数据可能无法),二是需要确认到目标云之后是否需要保持低频和冷数据的状态(储类型影响到储成本) 客户的源、目标是否在正在服务的业务? 3.2.2 限速MSP工具提供了限制QPS(对象储模式)和带宽限速(URL列表模式),但均为粗略控制,在较大误差。 image.png 3.2.3.2 建立用于的临时服务器(主控服务器)因为建立任务时需要填写Agent主控服务器的IP地址(网IP地址,用于与集群中的worker服务器通信),因此在建立任务之前 例如,在阿里云上先创建一台主控服务器,网IP地址172.19.97.94 image.png 3.2.4 建立任务(本节在腾讯云目标账号下操作) image.png 正则表达式,仅文件名中不包含下划线的文件

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    etcd储目录

    背景:最近在Azure上自建原生k8s集群,然后很不稳定有时雪崩,日志一直报如下,网上查了很多资料说是etcd数据储磁盘io影响etcd查查询慢。 确实我这块储盘是hdd,于是打算到ssd盘试下还会不会有这种情况。 range request took too long with etcd 3.2.24 #70082issue:https:github.comkuberneteskubernetesissues70082方法

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    宝塔 Linux 面板-网站一键教程(测中)

    不记得这是魏艾斯博客给宝塔面板写的第多少篇文章了,国产 linux 面板很多,宝塔面板目前是老魏最认可的一个。 为新手用户着想,他们开发了宝塔面板网站一键功能,真的就是一键到新服务器,让网站搬家不再难!这个功能涉及到的方面太广泛了,目前一直处于测中,对外也没有公开下载使用。 老魏不是宝塔测组成员,也拿不到测试版本,所以只有把官方给出的教程粘贴过来,让感兴趣的朋友先睹为快。 注意: 当前为测阶段,只有申请了测的用户才会得到此软件推送 宝塔一键仅支持宝塔 linux 面板最新版本且同环境的机器。windows 版本暂不支持。 5、选择需要入的数据,点击一键?6、数据进行中,根据数据大小决定时长。数据过程中可以看到进度?7、等待直到完成。(过程中,可关闭窗口,可退出面板),完成?

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    MongoDB 初体验:储引擎 MMAPv1 与高消耗及升级

    当我对公司的一个部系统性能无可忍受时,意外发现在这个仅为 32G 的服务器上,运行着一个 MongoDB 数据库,其主进程 mongod 占用了 30.705 G的虚拟空间。 通过数据库的状态查询,可以看到同样分配情况,Resident的固有分配了254M,Virtual的虚拟分配了 31,441M:> db.serverStatus().mem;{ bits : MongoDB的。 这意味着MongoDB将使用尽可能多的空闲,并根据需要交换到磁盘。 具有足够的部署可适应应用程序在RAM中的工作数据集,从而实现最佳性能。 不论如何,MMAPv1 储引擎已经渐渐属于过去时,而在网上同样发现 Wiredtiger 储引擎,缺省的同样会尽量使用更多的来缓数据,很多朋友同样遇到耗尽的问题。

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    Windows Server 2019 服务

    服务之前,其实微软也有过很多文件服务器工具,FSMT,WSMT,Permcopy,服务对比之前的产品有什么不一样呢,一个区别就在于原来的产品一般都是Tool,而服务微软把它叫成一个 服务也确实做到了这一点,在服务中,我们每一次执行,会首先在WAC创建一个作业,每个作业里面包括这次的盘点,传输,转换三个过程,当这次结束后可以查看作业整体报告 ,目标节点重启,则无法通过WAC连接到Orachestrator看到服务进展,因此企业环境Orchestrator最好还是单独安装一台,管理环境所有到目标Server 2019的作业 作业步骤细看盘点 +共享权限可以正常,父目录子目录时间戳可以正常,目录文件时间戳目前无法,加密属性不能正常,效果比不上Permcopy+Robocopy,但是从步骤交互来说要比相同效果的FSMT,WSMT 建议:微软已经给出了服务的路线规划,网络范围和AD源计算机扫描库,Samba,NAS,SAN源支持,适用于Windows和Linux的NFS,块复制传输而不是文件级传输,NDMP支持,源上的冷热数据检测

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    Docker 容器储位置

    Docker 容器储位置这篇文章初稿是写在服务器上的 GitLab 发布后,因为各种原因(忙碌+拖延症),一直躺在草稿箱种,考虑到使用容器的同学越来越多,系统减肥、数据扩容类数据需求还是有的 开始考虑到有一些同学并不是新机器,所以这里简单启动一个 Nginx 容器,来模拟“有数据”状态,帮助我们验证结果。 prune 给 docker 数据目录先减个肥,再进行。 要进行数据,需要先暂停 docker 服务。service docker stop创建目录(用来放新数据的目录),我个人习惯将可备份的用户数据放于应用分区 data 下。 mkdir -p datadocker然后使用万能的 rsync 对数据进行

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    Linux 核 VS 碎片 (上)

    (外部)碎片是一个历史悠久的 Linux 核编程问题,随着系统的运行,页面被分配给各种任务,随着时间的推会逐步碎片化,最终正常运行时间较长的繁忙系统可能只有很少的物理页面是连续的。 Linux 在经典算法的基础上做了一些个扩展: 分区的伙伴分配器; Per-CPU pageset; 根据类型进行分组; 我们以前介绍过 Linux 核使用 node, zone, page 来描述物理 根据类型进行分组是我们要详细介绍的反碎片方法。 根据类型进行分组 我们在了解类型前,需要先理解地址空间布局,每一种处理器架构都有定义,比如 x86_64 的定义在 mm.txt。 所以当通过页表访问的物理页面和通过线性映射的页面混合在一起管理时,就很容易出现碎片,因此核根据页面的可动性定义了几种类型,并根据类型对页面进行分组实现反碎片化。 我们可以看到根据类型进行分组只是延缓了碎片,而并不是从根本解决,所以随着时间的推,当碎片过多,无法满足连续物理需求时,将会引起性能问题。

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    Linux描述之高端--Linux管理(五)

    但是,当Linux物理超过1G时,线性访问机制就不够用了,因为只能有1G的可以被映射,剩余的物理无法被核管理,所以,为了解决这一问题,Linux核地址分为线性区和非线性区两部分,线性区规定最大为 LowTotal 721MB 申请高端时,如果高端不够了,linux也会去低端区申请,反之则不行。 )2.3 Linux核高端的理解前 面我们解释了高端的由来。 对核空间来说,其地址映射是很简单 的线性映射,0xC0000000就是物理地址与线性地址之间的位量,在Linux代码中就叫做PAGE_OFFSET。 然而,在正常 运行时, 整个核映像应该在虚拟核空间中,因此,连接程序在连接核映像时,在所有的符号地址上加一个偏量PAGE_OFFSET,这样,核映像在核空间 的起始地址就为0xC0100000

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    linux系统到新硬盘

    本文记录的是将我的debian9 从原来的闪迪120G SSD到三星 250G SSD的过程。 1. 准备工作 做好数据备份! 所有的操作均在u盘的livecd下进行的。 2. 因此,这里只拷贝根目录分区的容过去,boot重新拷贝并标记上。 3.1 执行的dd命令 我的根目录所在的分区是devsdb5,新硬盘划分的是devsda1。 3.2 拷贝boot分区容 我的原系统boot分区在devsdb1,准备将其容拷贝到新硬盘的默认根目录下的boot文件夹。 同时还要修改etcfstab中的容,替换掉原来的uuid 右键设置标记中选中boot,表明这个分区是有启动点的。 3.5 修复grub 更新grubupdate-grub2。 我的在运行前,询问我devsda是可动硬盘吗,当然不是。。在认为他的自动处理能力有问题以后,我点开了高级设置,手动选择了正确的grub位置(devsda),然后等待修复完成,大概不到10mins。

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    最近发现云服务器可以跨母机

    基于VXLAN新架构下,只是云服务器的跨主机,这里推荐使用腾讯云的在线工具:缩包文件说明文件名说明go2tencentcloud_x6464位 Linux 系统的工具可执行程序。 rsync_excludes_linux.txtrsync 配置文件,排除 Linux 系统下不需要的文件目录。 例如,将一台 Linux 源端主机至腾讯云广州地域的一台云服务器中,user.json 文件配置为以下容:{ SecretId: your secretId, SecretKey: your secretKey 例如,将一台 Linux 源端主机(包含一块数据盘,挂载点为 mntdisk1,大小为10GB)至腾讯云广州地域的一台目标云服务器(至少挂载一块数据盘),user.json 文件配置为以下容:{ 源端主机和目标云服务器需要检查的容如下:目标云服务器储空间:目标云服务器的云硬盘(包括系统盘和数据盘)必须具备足够的储空间用来装载源端的数据。安全组:安全组中不能限制443端口和80端口。

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    Linux 下的两种分层储方案

    这些功能都需要储设备固件的支持,如何在 Linux 主机上,使用 Linux 现有的机制,实现数据的分层储?本文主要介绍了 Linux 平台上两种不同的实现分层储的方案。 数据的根据 IO 数据的热度等统计属性,将访问频度高的数据至读写性能高的 Tier 放,而将访问频度低的数据到性能低的 Tier 放。? 图 2 分层储的数据基于 Block Device 的分层储方案该方案完整地实现了以上提到的分层储中所有的工作,包括虚拟化,IO 性能统计以及数据的。 自动方式由驱动的定时器驱动,每隔一定的时间,启动数据的扫描,将 IO 热度统计中的热数据向高性能储设备,冷数据向低性能储设备;手动方式由用户指定,将某块数据向高性能储设备或低性能设备 方案结构该方案中,数据一致性的问题以及数据时 IO 中断的问题都由 LVM 进行处理,重点在于如何分析并统计 IO 的热度信息,并且不涉及核态的开发。该方案的结构如图 5 所示。?

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    Linux描述之节点node--Linux管理(二)

    1 节点node1.1 为什么要用node来描述这点前面是说的很明白了, NUMA结构下, 每个处理器CPU与一个本地直接相连, 而不同处理器之前则通过总线进行进一步的连接, 因此相对于任何一个 CPU访问本地的速度比访问远程的速度要快Linux适用于各种不同的体系结构, 而不同体系结构在管理方面的差别很大. 因此linux核需要用一种体系结构无关的方式来表示.因此linux核把物理按照CPU节点划分为不同的node, 每个node作为某个cpu结点的本地, 而作为其他CPU节点的远程, 而UMA结构下, 则任务系统中只在一个node, 这样对于UMA结构来说, 核把当成只有一个node节点的伪NUMA1.2 结点的概念 CPU被划分为多个节点(node), 则被分簇 , 每个CPU对应一个本地物理, 即一个CPU-node对应一个簇bank,即每个簇被认为是一个节点 系统的物理被划分为几个节点(node), 一个node对应一个簇bank,即每个簇被认为是一个节点

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    Linux描述之区域zone--Linux管理(三)

    任何种类的数据页都可以放在任页框中, 没有任何限制.但是Linux核又把各个物理节点分成个不同的管理区域zone, 这是为什么呢? CPU不能直接访问所有的物理地址, 因为线性地址空间太小, 核不可能直接映射所有物理到线性地址空间, 我们会在后面典型架构(x86)上区域划分详细讲解x86_32上的区域划分因此Linux 因此核将的节点node分成了不同的区域方便管理和映射.Linux使用enum zone_type来标记核所支持的所有区域3.1 区域类型zone_typezone_type结构定义在 zone_start_pfnstruct zone中通过zone_start_pfn成员标记了管理区的页面地址.然后核也通过一些全局变量标记了物理所在页面的偏, 这些变量定义在mmnobootmem.c 它需要指向相关的pg_data_t实例的指针作为参数7 总结在linux中,核也不是对所有物理都一视同仁,核而是把页分为不同的区, 使用区来对具有相似特性的页进行分组.Linux必须处理如下两种硬件在缺陷而引起的寻址问题

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    Linux描述之页面page--Linux管理(四)

    1 Linux如何描述物理Linux把物理划分为三个层次来管理 层次 描述 储节点(Node) CPU被划分为多个节点(node), 则被分簇, 每个CPU对应一个本地物理, 即一个CPU-node index 在映射的虚拟空间(vma_area)的偏;一个文件可能只映射一部分,假设映射了1M的空间,index指的是在1M空间的偏,而不是在整个文件的偏 private 私有数据指针,由应用场景确定其具体的含义 2.2 mapping & indexmapping指定了页帧所在的地址空间, index是页帧在映射部的偏量. 地址空间是一个非常一般的概念. 例如, 可以用在向读取文件时. )3.1 页面到管理区和节点的映射在早期的linux-2.4.18的核中, struct page储有一个指向对应管理区的指针page->zone, 但是该这hi真在吼吼被认为是一种浪费, 因为如果有成千上万的这样的 struct page在, 那么即使是很小的指针也会消耗大量的空间.因此在后来linux-2.4.x的更新中, 删除了这个字段, 取而代之的是page->flags的最高ZONE_SHIFT位和NODE_SHIFT

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    kafka数据储目录间

    目录间步骤假设我在server.properties文件中配置了多个日志储路径(表示日志数据储在多块磁盘),如下所示:# A comma seperated list of directories 需要将test-topic的6,7,8分区全部到data2路径下,并且把test-topic的1分区到data1下。 保好这个JSON后,我们执行以下命令执行副本:> binkafka-reassign-partitions.sh --zookeeper localhost:2181 --bootstrap-server data2下,而分区1也到了data1下。 值得一提的是,不仅所有的日志段、索引文件被,实际上分区外层的checkpoint文件也会被更新。

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    ESXi VM所在储空间

    场景:1.本地储空间资源待耗尽,可以考虑将部分VM主机到ESXi外挂的NAS储上 过程1.选择需要的文件夹,右键点击动 image.png2.选择目标储空间点击动 image.png3 .近期任务中可以看到进度,过程是不可以取消的 image.png4.此时打开虚拟机会提示找不到文件,点击右键取消注册此虚拟机 image.png 4.注册现有虚拟机 image.png image.png

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    一文读懂 | CPU负载均衡实现

    而同一个物理 CPU 不同核心间也会共用某些缓,所以不同核心间的进程的代价会比同一核心不同超线程间的进程稍大。 如下图所示(图中的 L1、L2 和 L3 分别指一级、二级和三级缓):? 为了解决进程成本的问题,新版本的 Linux 核引入了 调度域 和 调度组。 在 Linux 核中,把这个层级成为 调度域。从前面的分析可知,越下层的调度域共用的缓就越多,所以在进程时,优先从底层的调度域开始进行。 但由于 CPU 缓的原因,对使用不同的 CPU 缓的可运行队列之间进行进程,将会导致缓丢失,从而导致性能损耗。 所以,Linux 核会优先对使用相同 CPU 缓的可运行队列之间进行进程。1. CPU 间负载均衡触发时机当 CPU 的负载不均衡时,核就需要对 CPU 进行负载均衡。

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    把windows下的testlinklinux

    把windows下的testlinklinux下 一,windwos的操作如下 主要是导出testlink的数据库? 二,linux下的操作 1,操作系统CentOS6.3_i386_mininstall 2,下载以下两个软件 testlink-1.9.3.tar.gz  xampp-linux-1.7.7.tar.gz XAMPP for Linux 1.7.7... XAMPP for Linux started. 然后打开网页就可以设置testlink,不再赘述 5,数据库 # optlamppbinmysql -uroot -p testlink < roottestlinknew.sql Enter password

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    操作系统底层技术——CPU亲和性

    Linux核进程调度器天生就具有被称为软CPU亲和性(affinity)的特性,这意味着进程通常不会在处理器之间频繁。这种状态正是我们希望的,因为进程的频率小就意味着产生的负载小。 原理什么是Linux核硬亲和性(affinity)?在Linux核中,所有的进程都有一个相关的数据结构,称为task_struct。 因此,如果一个进程可以在任何CPU上运行,并且能够根据需要在处理器之间进行,那么位掩码就全是1。实际上,这就是Linux中进程的缺省状态。 核包含了一些用来检测CPU之间任务负载的算法,可以启用进程来降低繁忙的处理器的压力。一般情况下,在应用程序中只需使用缺省的调度器行为。然而,您可能会希望修改这些缺省行为以实现性能的优化。 原因1.充分利用cpu cache如果一个给定的进程到其他地方去了,那么它就失去了利用CPU缓的优势。

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