求一些关于网球的英语单词!!!

轮叫调度（Round Robin Scheduling）算法就是以轮叫的方式依次将请求调度不同的服务器，即每次调度执行i = (i + 1) mod n，并选出第i台服务器。算法的优点是其简洁性，它无需记录当前所有连接的状态，所以它是一种无状态调度。在系统实现时，我们引入了一个额外条件，当服务器的权值为零时，表示该服务器不可用而不被调度。这样做的目的是将服务器切出服务（如屏蔽服务器故障和系统维护），同时与其他加权算法保持一致

轮询调度（Round-Robin Scheduling） 轮询调度（Round Robin Scheduling）算法就是以轮询的方式依次将请求调度不同的服务器，即每次调度执行i = (i + 1) mod n，并选出第i台服务器。算法的优点是其简洁性，它无需记录当前所有连接的状态，所以它是一种无状态调度。 轮询调度算法的原理是每一次把来自用户的请求轮流分配给内部中的服务器，从1开始，直到N(内部服务器个数)，然后重新开始循环。 轮询调度算法流程 假设有一组服务器N台，S = {S1, S2, …, Sn}，一个指示变量i表示上一次选择的服务器ID。变量i被初始化为N-1。一个很经典的算法程序如下： 轮询调度算法假设所有服务器的处理性能都相同，不关心每台服务器的当前连接数和响应速度。当请求服务间隔时间变化比较大时，轮询调度算法容易导致服务器间的负载不平衡。 所以此种均衡算法适合于服务器组中的所有服务器都有相同的软硬件配置并且平均服务请求相对均衡的情况。

round-robins丰满的知更鸟round[英][rau028and][美][rau028and]adj.圆形的; 弧形的; 丰满的，肥胖的; 整数的; adv.到处; 在周围; 迂回地; 朝反方向; prep.大约; 绕过，环绕; （表示位置）在…四周; 附近; n.圆，圆形; 循环; 圆形物，球状物; （会议的）一回合; vt.& vi.使成圆形; 绕行; 拐过，绕过; 把…四舍五入;robinsn.知更鸟，鸫( robin的名词复数 ); （签名者不分先后，以避免受责的）圆形签名抗议书（或请愿书）;

round robin test循环赛试验round robin[英][raund u02c8ru0254bu026an][美][rau028and u02c8rɑbu026an]n.联名声明，循环赛，一系列;

循环赛~~~

round robin

dasa

好贴，又学了不少东西 ：）本来还想补充点什么的，但我知道的上面都有了。 汗。

单点故障在生产环境中是不被允许的，我们运维在设计架构的时候，如果无法解决单点故障，那么他设计的这个架构就无法满足高可用的需求，自然容灾性就无法谈起。同样我们在设计IPSAN架构的时候，也需要考虑单点故障的问题，因为一旦线路出现了问题，那么业务就会被中断了。这种问题我们是不能容忍的，这节课我就给大家说下如何实现IPSAN多链路共享。 a、配置双链路网络 192.168.10.0 192.168.11.0两个网段线路。 配置完成一定要测试连通性 b、IPSAN服务器设置设备共享 IPSAN服务器配置磁盘共享，将本机的/dev/sdb1共享 客户端可以通过访问192.168.11.241:3260 192.168.10.241:3260这两个地址访问共享 共享设备iqn名称：iqn.2019-04.com.ayitula:storage 客户端的iqn名称为 iqn.2019-04.com.ayitula:client1 c、实现步骤 a、客户端连接服务器共享实现容灾有两种方式 1）多路径软件 2）udev 关于多路径软件和udev介绍 多路径软件Device Mapper Multipath概述 多路径软件Device Mapper Multipath（DM-Multipath）可以将服务器节点和存储阵列之间的多条I/O链路配置为一个单独的设备。这些I/O链路是由不同的线缆、交换机、控制器组成的SAN物理链路。Multipath将这些链路聚合在一起，生成一个单独的新的设备。 1.DM-Multipath概览： （1）数据冗余 DM-Multipath可以实现在active/passive(主动/被动)模式下的灾难转移。在active/passive模式下，只有一半的链路在工作，如果链路上的某一部分（线缆、交换机、控制器）出现故障，DM-Multipath就会切换到另一半链路上。 （2）提高性能 DM-Multipath也可以配置为active/active模式，从而I/O任务以round-robin的方式分布到所有的链路上去。通过配置，DM-Multipath还可以检测链路上的负载情况，动态地进行负载均衡。 udev udev 是Linux kernel 2.6系列的设备管理器。它主要的功能是管理/dev目录底下的设备节点。udev会根据用户添加/删除硬件的行为，自处理/dev目录下所有设备文件。 本文主要介绍的是IPSAN+多路径软件实现高可用 b、实现步骤 c、实现步骤 断掉一个线路，验证是否能继续工作。

维基百科找来的The UEFA Champions League, known simply as the Champions League, is an annual continental club football competition organised by the Union of European Football Associations(UEFA). It is one of the most prestigious tournaments in the world and the most prestigious club competition in European football. The final of the 2012–13 tournament was the most watched UEFA Champions League final to date, as well as the most watched annual sporting event worldwide in 2013, drawing 360 million television viewers.[2]Introduced in 1992, the competition replaced the European Champion Clubs" Cup, or simply European Cup, which had run since 1955, adding a group stage to the competition and allowing multiple entrants from certain countries.[3] The pre-1992 competition was initially a straight knockout tournament open only to the champion club of each country. During the 1990s, the format was expanded, incorporating a round-robin group stage and more teams.[3] Europe"s strongest national leagues now provide up to four teams for the competition,[4] and will provide up to five teams from the 2015–16 season onwards.[5]In its present format, the UEFA Champions League begins in mid-July with three knockout qualifying rounds and a play-off round. The 10 surviving teams enter the group stage, joining 22 other teams qualified in advance. The 32 teams are drawn into eight groups of four teams and play each other in a double round-robin system. The eight group winners and eight runners-up proceed to the knockout phase that culminates with the final match in May.[6] The winner of the UEFA Champions League qualifies for the UEFA Super Cup and the FIFA Club World Cup.[7][8]Real Madrid is the most successful club in the competition"s history, having won the tournament ten times, including its first five seasons. Spanish clubs have accumulated the highest number of victories (14 wins), followed by England and Italy (12 wins apiece). The competition has been won by 22 different clubs, 12 of which have won it more than once.[9]Since the tournament changed name and structure in 1992, no club has managed consecutive wins; Milan were the last holders to successfully defend their title, in the 1989–90 season.[10] The reigning champions are Real Madrid, who secured their tenth win in the competition after defeating Atlético Madrid 4–1 in the 2014 Final.

rate their classmates,in terms of their likability and of their feelings of academic superiority. They then contrasted those ratings with the students" grades in math,physics,German,and English.Importantly,they conducted the analysis at two different social levels :"habitual"-the way people act in general,and "relationship"-the way someone acts around a specific individual.依照他们的受欢迎程度和他们对学术优势的感觉来评估他们的同学。他们然后把学生在数学、物理、德语和英语方面的成绩与这些评级进行对比，重要的是，他们在两个不同的社会层次进行了分析：“习惯性”（人们通常的行为方式）和“关系”（某些人围绕一个特定个体的行为方式）。前几日有事，没有及时给你翻译，很抱歉。

详细安装访问： https://www.jianshu.com/p/c74e0ec577b0 macOS 可以用homebrew快速安装,访问地址: https://www.jianshu.com/p/cddd25da8061 原文链接： https://www.jianshu.com/p/06884c5bf3f1 查看topic列表： 创建topic： --create ：创建命令； --topic ：后面指定topic名称； --replication-factor ：后面指定副本数； --partitions ：指定分区数，根据broker的数量决定； --zookeeper ：后面指定 zookeeper.connect 的zk链接 查看某个topic： Kafka 作为消息系统的一种， 当然可 以像其他消 息中 间件一样作为消息数据中转的平台。 下面以 Java 语言为例，看一下如何使用 Kafka 来发送和接收消息。 1、引入依赖 2、消息生产者 示例 中用 KafkaProducer 类来创建一个消息生产者,该类的构造函数入参是一系列属性值。下面看一下这些属性具体都是什么含义。 bootstrap.servers 表示 Kafka 集群 。 如果集群中有多台物理服务器，则服务器地址之间用逗号分隔， 比如” 192.168.1.1 :9092,192.168.1.2:9092” 。 localhost 是笔者电脑的地址，9092 是 Kafka 服务器默认监听的端口号。 key.serializer 和 value.serializer 表示消息的序列化类型 。 Kafka 的消息是以键值对的形式发送到 Kafka 服务器的，在消息被发送到服务器之前，消息生产者需要把不同类型的 消息序列化为 二 进制类型，示例中是发送文本消息到服务器 ， 所以使用的是StringSerializer。 key.deserializer 和 value.deserializer 表示消息的反序列化类型。把来自 Kafka 集群的二进制消 息反序列 化 为指定 的 类型,因为序列化用的是String类型，所以用StringDeserializer 来反序列化。 zk.connect 用于指定 Kafka 连接 ZooKeeper 的 URL ，提供了基于 ZooKeeper 的集群服务器自动感知功能， 可以动态从 ZooKeeper 中读取 Kafka 集群配置信息。 有 了 消息生产者之后 ， 就可以调用 send 方法发送消息了。该方法的入参是 ProducerRecord类型对象 ， ProducerRecord 类提供了多种构造函数形参，常见的有如下三种 ： ProducerRecord(topic,partition,key,value)； ProducerRecord(topic,key,value)； ProducerRecord(topic, value) ; 其中 topic 和 value 是必填的， partition 和 key 是可选的 。如果指定了 pa时tion，那么消息会被发送至指定的 partition ；如果没指定 partition 但指定了 Key，那么消息会按照 hash(key）发送至对应的 partition： 如果既没指定 partition 也没指定 key，那么 消息会按照 round-robin 模式发送（即以轮询的方式依次发送〉到每一个 partition。示例中将向 test-topic 主题发送三条消息。 3、消息消费者 和消息生产者类似，这里用 KafkaConsumer 类来创建一个消息消费者，该类的构造函数入参也是一系列属性值。 bootstrap. servers 和生产者一样，表示 Kafka 集群。 group.id 表示消费者的分组 ID。 enable.auto.commit 表示 Consumer 的 offset 是否自 动提交 。 auto.commit.interval .ms 用于设置自动提交 offset 到 ZooKeeper 的时间间隔，时间单位是毫秒。 key. deserializer 和 value.deserializer 表示用字符串来反序列化消息数据。 消息消费者使用 subscribe 方法 订阅了 Topic 为 test-topic 的消息。 Consumer 调用poll 方法来轮询 Kafka 集群的消息， 一直等到 Kafka 集群中没有消息或达到超时时间（示例中设置超时时间为 100 毫秒）为止 。 如果读取到消息，则打印出消息记录的 pa此ition, offset、key 等。

weight[i+1] = a % weight[i+1];这句话导致后面的weight为0

你淘汰了

首先，我们假设：测量每秒的数据包(pps)比测量每秒字节数(Bps)更有意思。您可以通过更好的管道输送以及发送更长数据包来获取更高的Bps。而相比之下，提高pps要困难得多。因为我们对pps感兴趣，我们的实验将使用较短的 UDP 消息。准确来说是 32 字节的 UDP 负载，这相当于以太网层的 74 字节。在实验中，我们将使用两个物理服务器：“接收器”和“发送器”。它们都有两个六核2 GHz的 Xeon处理器。每个服务器都启用了 24 个处理器的超线程(HT)，有 Solarflare 的 10G 多队列网卡，有 11 个接收队列配置。稍后将详细介绍。测试程序的源代码分别是：udpsender、udpreceiver。预备知识我们使用4321作为UDP数据包的端口，在开始之前，我们必须确保传输不会被iptables干扰：Shellreceiver$ iptables -I INPUT 1 -p udp --dport 4321 -j ACCEPTreceiver$ iptables -t raw -I PREROUTING 1 -p udp --dport 4321 -j NOTRACK为了后面测试方便，我们显式地定义IP地址：Shellreceiver$ for i in `seq 1 20`; do ip addr add 192.168.254.$i/24 dev eth2; donesender$ ip addr add 192.168.254.30/24 dev eth31. 简单的方法开始我们做一些最简单的试验。通过简单地发送和接收，有多少包将会被传送？模拟发送者的伪代码：Pythonfd = socket.socket(socket.AF_INET, socket.SOCK_DGRAM)fd.bind(("0.0.0.0", 65400)) # select source port to reduce nondeterminismfd.connect(("192.168.254.1", 4321))while True: fd.sendmmsg(["x00" * 32] * 1024)因为我们使用了常见的系统调用的send，所以效率不会很高。上下文切换到内核代价很高所以最好避免它。幸运地是，最近Linux加入了一个方便的系统调用叫sendmmsg。它允许我们在一次调用时，发送很多的数据包。那我们就一次发1024个数据包。模拟接受者的伪代码：Pythonfd = socket.socket(socket.AF_INET, socket.SOCK_DGRAM) fd.bind(("0.0.0.0", 4321)) while True: packets = [None] * 1024 fd.recvmmsg(packets, MSG_WAITFORONE)同样地，recvmmsg 也是相对于常见的 recv 更有效的一版系统调用。让我们试试吧：Shellsender$ ./udpsender 192.168.254.1:4321 receiver$ ./udpreceiver1 0.0.0.0:4321 0.352M pps 10.730MiB / 90.010Mb 0.284M pps 8.655MiB / 72.603Mb 0.262M pps 7.991MiB / 67.033Mb 0.199M pps 6.081MiB / 51.013Mb 0.195M pps 5.956MiB / 49.966Mb 0.199M pps 6.060MiB / 50.836Mb 0.200M pps 6.097MiB / 51.147Mb 0.197M pps 6.021MiB / 50.509Mb测试发现，运用最简单的方式可以实现 197k – 350k pps。看起来还不错嘛，但不幸的是，很不稳定啊，这是因为内核在核之间交换我们的程序，那我们把进程附在 CPU 上将会有所帮助Shellsender$ taskset -c 1 ./udpsender 192.168.254.1:4321 receiver$ taskset -c 1 ./udpreceiver1 0.0.0.0:4321 0.362M pps 11.058MiB / 92.760Mb 0.374M pps 11.411MiB / 95.723Mb 0.369M pps 11.252MiB / 94.389Mb 0.370M pps 11.289MiB / 94.696Mb 0.365M pps 11.152MiB / 93.552Mb 0.360M pps 10.971MiB / 92.033Mb现在内核调度器将进程运行在特定的CPU上，这提高了处理器缓存，使数据更加一致，这就是我们想要的啊！2. 发送更多的数据包虽然 370k pps 对于简单的程序来说已经很不错了，但是离我们 1Mpps 的目标还有些距离。为了接收更多，首先我们必须发送更多的包。那我们用独立的两个线程发送，如何呢：Shellsender$ taskset -c 1,2 ./udpsender 192.168.254.1:4321 192.168.254.1:4321receiver$ taskset -c 1 ./udpreceiver1 0.0.0.0:4321 0.349M pps 10.651MiB / 89.343Mb 0.354M pps 10.815MiB / 90.724Mb 0.354M pps 10.806MiB / 90.646Mb 0.354M pps 10.811MiB / 90.690Mb接收一端的数据没有增加，ethtool –S 命令将显示数据包实际上都去哪儿了：Shellreceiver$ watch "sudo ethtool -S eth2 |grep rx" rx_nodesc_drop_cnt: 451.3k/s rx-0.rx_packets: 8.0/s rx-1.rx_packets: 0.0/s rx-2.rx_packets: 0.0/s rx-3.rx_packets: 0.5/s rx-4.rx_packets: 355.2k/s rx-5.rx_packets: 0.0/s rx-6.rx_packets: 0.0/s rx-7.rx_packets: 0.5/s rx-8.rx_packets: 0.0/s rx-9.rx_packets: 0.0/s rx-10.rx_packets: 0.0/s通过这些统计，NIC 显示 4 号 RX 队列已经成功地传输大约 350Kpps。rx_nodesc_drop_cnt 是 Solarflare 特有的计数器，表明NIC发送到内核未能实现发送 450kpps。有时候，这些数据包没有被发送的原因不是很清晰，然而在我们这种情境下却很清楚：4号RX队列发送数据包到4号CPU，然而4号CPU已经忙不过来了，因为它最忙也只能读350kpps。在htop中显示为：多队列 NIC 速成课程从历史上看，网卡拥有单个RX队列，用于硬件和内核之间传递数据包。这样的设计有一个明显的限制，就是不可能比单个CPU处理更多的数据包。为了利用多核系统，NIC开始支持多个RX队列。这种设计很简单：每个RX队列被附到分开的CPU上，因此，把包送到所有的RX队列网卡可以利用所有的CPU。但是又产生了另一个问题：对于一个数据包，NIC怎么决定把它发送到哪一个RX队列？用 Round-robin 的方式来平衡是不能接受的，因为这有可能导致单个连接中数据包的重排序。另一种方法是使用数据包的hash值来决定RX号码。Hash值通常由一个元组（源IP，目标IP，源port，目标port）计算而来。这确保了从一个流产生的包将最终在完全相同的RX队列，并且不可能在一个流中重排包。在我们的例子中，hash值可能是这样的：Shell1RX_queue_number = hash("192.168.254.30", "192.168.254.1", 65400, 4321) % number_of_queues多队列 hash 算法Hash算法通过ethtool配置，设置如下：Shellreceiver$ ethtool -n eth2 rx-flow-hash udp4 UDP over IPV4 flows use these fields for computing Hash flow key: IP SA IP DA对于IPv4 UDP数据包，NIC将hash(源 IP,目标 IP)地址。即Shell1RX_queue_number = hash("192.168.254.30", "192.168.254.1") % number_of_queues这是相当有限的，因为它忽略了端口号。很多NIC允许自定义hash。再一次，使用ethtool我们可以选择元组(源 IP、目标 IP、源port、目标port)生成hash值。Shellreceiver$ ethtool -N eth2 rx-flow-hash udp4 sdfn Cannot change RX network flow hashing options: Operation not supported不幸地是，我们的NIC不支持自定义，我们只能选用(源 IP、目的 IP) 生成hash。NUMA性能报告到目前为止，我们所有的数据包都流向一个RX队列，并且一个CPU。我们可以借这个机会为基准来衡量不同CPU的性能。在我们设置为接收方的主机上有两个单独的处理器，每一个都是一个不同的NUMA节点。在我们设置中，可以将单线程接收者依附到四个CPU中的一个，四个选项如下：另一个CPU上运行接收器，但将相同的NUMA节点作为RX队列。性能如上面我们看到的，大约是360 kpps。将运行接收器的同一 CPU 作为RX队列，我们可以得到大约430 kpps。但这样也会有很高的不稳定性，如果NIC被数据包所淹没，性能将下降到零。当接收器运行在HT对应的处理RX队列的CPU之上，性能是通常的一半，大约在200kpps左右。接收器在一个不同的NUMA节点而不是RX队列的CPU上，性能大约是330 kpps。但是数字会不太一致。虽然运行在一个不同的NUMA节点上有10%的代价，听起来可能不算太坏，但随着规模的变大，问题只会变得更糟。在一些测试中，每个核只能发出250 kpps，在所有跨NUMA测试中，这种不稳定是很糟糕。跨NUMA节点的性能损失，在更高的吞吐量上更明显。在一次测试时，发现在一个坏掉的NUMA节点上运行接收器，性能下降有4倍。3.多接收IP因为我们NIC上hash算法的限制，通过RX队列分配数据包的唯一方法是利用多个IP地址。下面是如何将数据包发到不同的目的IP：1sender$ taskset -c 1,2 ./udpsender 192.168.254.1:4321 192.168.254.2:4321ethtool 证实了数据包流向了不同的 RX 队列：Shellreceiver$ watch "sudo ethtool -S eth2 |grep rx" rx-0.rx_packets: 8.0/s rx-1.rx_packets: 0.0/s rx-2.rx_packets: 0.0/s rx-3.rx_packets: 355.2k/s rx-4.rx_packets: 0.5/s rx-5.rx_packets: 297.0k/s rx-6.rx_packets: 0.0/s rx-7.rx_packets: 0.5/s rx-8.rx_packets: 0.0/s rx-9.rx_packets: 0.0/s rx-10.rx_packets: 0.0/s接收部分：Shellreceiver$ taskset -c 1 ./udpreceiver1 0.0.0.0:4321 0.609M pps 18.599MiB / 156.019Mb 0.657M pps 20.039MiB / 168.102Mb 0.649M pps 19.803MiB / 166.120Mb万岁！有两个核忙于处理RX队列，第三运行应用程序时，可以达到大约650 kpps !我们可以通过发送数据到三或四个RX队列来增加这个数值，但是很快这个应用就会有另一个瓶颈。这一次rx_nodesc_drop_cnt没有增加，但是netstat接收到了如下错误：Shellreceiver$ watch "netstat -s --udp" Udp: 437.0k/s packets received 0.0/s packets to unknown port received. 386.9k/s packet receive errors 0.0/s packets sent RcvbufErrors: 123.8k/s SndbufErrors: 0 InCsumErrors: 0这意味着虽然NIC能够将数据包发送到内核，但是内核不能将数据包发给应用程序。在我们的case中，只能提供440 kpps，其余的390 kpps + 123 kpps的下降是由于应用程序接收它们不够快。4.多线程接收我们需要扩展接收者应用程序。最简单的方式是利用多线程接收，但是不管用：Shellsender$ taskset -c 1,2 ./udpsender 192.168.254.1:4321 192.168.254.2:4321 receiver$ taskset -c 1,2 ./udpreceiver1 0.0.0.0:4321 2 0.495M pps 15.108MiB / 126.733Mb 0.480M pps 14.636MiB / 122.775Mb 0.461M pps 14.071MiB / 118.038Mb 0.486M pps 14.820MiB / 124.322Mb接收性能较于单个线程下降了，这是由UDP接收缓冲区那边的锁竞争导致的。由于两个线程使用相同的套接字描述符，它们花费过多的时间在UDP接收缓冲区的锁竞争。这篇论文详细描述了这一问题。看来使用多线程从一个描述符接收，并不是最优方案。5. SO_REUSEPORT幸运地是，最近有一个解决方案添加到 Linux 了 —— SO_REUSEPORT 标志位（flag）。当这个标志位设置在一个套接字描述符上时，Linux将允许许多进程绑定到相同的端口，事实上，任何数量的进程将允许绑定上去，负载也会均衡分布。有了SO_REUSEPORT，每一个进程都有一个独立的socket描述符。因此每一个都会拥有一个专用的UDP接收缓冲区。这样就避免了以前遇到的竞争问题：Shell1234receiver$ taskset -c 1,2,3,4 ./udpreceiver1 0.0.0.0:4321 4 1 1.114M pps 34.007MiB / 285.271Mb 1.147M pps 34.990MiB / 293.518Mb 1.126M pps 34.374MiB / 288.354Mb现在更加喜欢了，吞吐量很不错嘛！更多的调查显示还有进一步改进的空间。即使我们开始4个接收线程，负载也会不均匀地分布：两个进程接收了所有的工作，而另外两个根本没有数据包。这是因为hash冲突，但是这次是在SO_REUSEPORT层。结束语我做了一些进一步的测试，完全一致的RX队列，接收线程在单个NUMA节点可以达到1.4Mpps。在不同的NUMA节点上运行接收者会导致这个数字做多下降到1Mpps。总之，如果你想要一个完美的性能，你需要做下面这些：确保流量均匀分布在许多RX队列和SO_REUSEPORT进程上。在实践中，只要有大量的连接(或流动)，负载通常是分布式的。需要有足够的CPU容量去从内核上获取数据包。To make the things harder, both RX queues and receiver processes should be on a single NUMA node.为了使事情更加稳定，RX队列和接收进程都应该在单个NUMA节点上。虽然我们已经表明，在一台Linux机器上接收1Mpps在技术上是可行的，但是应用程序将不会对收到的数据包做任何实际处理——甚至连看都不看内容的流量。别太指望这样的性能，因为对于任何实际应用并没有太大用处。

允许网络中10.1.6.0/24内的所有主机在访问外部网络时,把ip地址转换为175.1.1.3-175.1.1.64地址池中的任一地址 补:10.1.6.0是一个子网,不是一个具体地址这个子网包含10.1.6.1-10.1.6.254这么多个可分配具体地址.

了解http.js模块：我们都只有要创建一个http服务，必须引用http模块,http模块最终会调用net.js实现网络服务// lib/net.js"use strict"; ...Server.prototype.listen = function(...args) { ... if (options instanceof TCP) { this._handle = options; this[async_id_symbol] = this._handle.getAsyncId(); listenInCluster(this, null, -1, -1, backlogFromArgs); // 注意这个方法调用了cluster模式下的处理办法 return this; } ...};function listenInCluster(server, address, port, addressType,backlog, fd, exclusive) {// 如果是master 进程或者没有开启cluster模式直接启动listenif (cluster.isMaster || exclusive) { //_listen2,细心的人一定会发现为什么是listen2而不直接使用listen // _listen2 包裹了listen方法，如果是Worker进程，会调用被hack后的listen方法，从而避免出错端口被占用的错误 server._listen2(address, port, addressType, backlog, fd); return; } const serverQuery = { address: address, port: port, addressType: addressType, fd: fd, flags: 0 };// 是fork 出来的进程，获取master上的handel,并且监听，// 现在是不是很好奇_getServer方法做了什么 cluster._getServer(server, serverQuery, listenOnMasterHandle);} ...答案很快就可以通过cluster._getServer 这个函数找到代理了server._listen2 这个方法在work进程的执行操作向master发送queryServer消息，向master注册一个内部TCP服务器// lib/internal/cluster/child.jscluster._getServer = function(obj, options, cb) { // ... const message = util._extend({ act: "queryServer", // 关键点：构建一个queryServer的消息 index: indexes[indexesKey], data: null }, options); message.address = address;// 发送queryServer消息给master进程，master 在收到这个消息后，会创建一个开始一个server，并且listen send(message, (reply, handle) => { rr(reply, indexesKey, cb); // Round-robin. }); obj.once("listening", () => { cluster.worker.state = "listening"; const address = obj.address(); message.act = "listening"; message.port = address && address.port || options.port; send(message); });}; //... // Round-robin. Master distributes handles across workers.function rr(message, indexesKey, cb) { if (message.errno) return cb(message.errno, null); var key = message.key; // 这里hack 了listen方法 // 子进程调用的listen方法，就是这个，直接返回0，所以不会报端口被占用的错误 function listen(backlog) { return 0; } // ... const handle = { close, listen, ref: noop, unref: noop }; handles[key] = handle; // 这个cb 函数是net.js 中的listenOnMasterHandle 方法 cb(0, handle);}// lib/net.js/*function listenOnMasterHandle(err, handle) { err = checkBindError(err, port, handle); server._handle = handle; // _listen2 函数中,调用的handle.listen方法，也就是上面被hack的listen server._listen2(address, port, addressType, backlog, fd); }*/master进程收到queryServer消息后进行启动服务如果地址没被监听过，通过RoundRobinHandle监听开启服务如果地址已经被监听，直接绑定handel到已经监听到服务上，去消费请求// lib/internal/cluster/master.jsfunction queryServer(worker, message) { const args = [ message.address, message.port, message.addressType, message.fd, message.index ]; const key = args.join(":"); var handle = handles[key]; // 如果地址没被监听过，通过RoundRobinHandle监听开启服务 if (handle === undefined) { var constructor = RoundRobinHandle; if (schedulingPolicy !== SCHED_RR || message.addressType === "udp4" || message.addressType === "udp6") { constructor = SharedHandle; } handles[key] = handle = new constructor(key, address, message.port, message.addressType, message.fd, message.flags); } // 如果地址已经被监听，直接绑定handel到已经监听到服务上，去消费请求 // Set custom server data handle.add(worker, (errno, reply, handle) => { reply = util._extend({ errno: errno, key: key, ack: message.seq, data: handles[key].data }, reply); if (errno) delete handles[key]; // Gives other workers a chance to retry. send(worker, reply, handle); });}看到这一步，已经很明显，我们知道了多进行端口共享的实现原理其实端口仅由master进程中的内部TCP服务器监听了一次因为net.js 模块中会判断当前的进程是master还是Worker进程如果是Worker进程调用cluster._getServer 去hack原生的listen 方法所以在child调用的listen方法，是一个return 0 的空方法，所以不会报端口占用错误那现在问题来了，既然Worker进程是如何获取到master进程监听服务接收到的connect呢？监听master进程启动的TCP服务器的connection事件通过轮询挑选出一个worker向其发送newconn内部消息，消息体中包含了客户端句柄有了句柄，谁都知道要怎么处理了哈哈// lib/internal/cluster/round_robin_handle.jsfunction RoundRobinHandle(key, address, port, addressType, fd) { this.server = net.createServer(assert.fail); if (fd >= 0) this.server.listen({ fd }); else if (port >= 0) this.server.listen(port, address); else this.server.listen(address); // UNIX socket path. this.server.once("listening", () => { this.handle = this.server._handle; // 监听onconnection方法 this.handle.onconnection = (err, handle) => this.distribute(err, handle); this.server._handle = null; this.server = null; });}RoundRobinHandle.prototype.add = function (worker, send) { // ...};RoundRobinHandle.prototype.remove = function (worker) { // ...};RoundRobinHandle.prototype.distribute = function (err, handle) { // 负载均衡地挑选出一个worker this.handles.push(handle); const worker = this.free.shift(); if (worker) this.handoff(worker);};RoundRobinHandle.prototype.handoff = function (worker) { const handle = this.handles.shift(); const message = { act: "newconn", key: this.key }; // 向work进程其发送newconn内部消息和客户端的句柄handle sendHelper(worker.process, message, handle, (reply) => { // ... this.handoff(worker); });};下面让我们看看Worker进程接收到newconn消息后进行了哪些操作// lib/child.jsfunction onmessage(message, handle) { if (message.act === "newconn") onconnection(message, handle); else if (message.act === "disconnect") _disconnect.call(worker, true); }// Round-robin connection.// 接收连接，并且处理function onconnection(message, handle) { const key = message.key; const server = handles[key]; const accepted = server !== undefined; send({ ack: message.seq, accepted }); if (accepted) server.onconnection(0, handle);}总结net模块会对进程进行判断，是worker 还是master, 是worker的话进行hack net.Server实例的listen方法worker 调用的listen 方法是hack掉的，直接return 0,不过会向master注册一个connection接手的事件master 收到客户端connection事件后，会轮询向worker发送connection上来的客户端句柄worker收到master发送过来客户端的句柄，这时候就可以处理客户端请求了相信看了本文案例你已经掌握了方法，更多精彩请关注Gxl网其它相关文章！推荐阅读：Vue.js双向绑定项目实战分析jquery如何判断元素内容为空

kill -HUP $(cat /var/run/keepalived.pid)

魔兽世界快捷键大全 在这里我们列出了魔兽世界里面所有的快捷键、宏和快捷指令，希望对大家在游戏的时候能有所帮助。 快捷键 在游戏的选项菜单里，玩家可以方便的重新设定所有的快捷键。这里我们列出了所有的默认快捷键（一些功能并没有提供默认的快捷键）。 命令 按键1 Key 2 移动键 向前移动 W 上箭头 向后移动 S 下箭头 左转 A 左箭头 右转 D 右箭头 左平移 Q 右平移 E 跳 Spacebar Num Pad 0 坐下/站立 X 拿出/收起武器 Z 开启自动跑步 Num Lock 鼠标键4 向上游 Insert 向下游 Delete 跑步/走路模式 Num Pad / 跟随目标 F 聊天功能 切换到聊天对话框 Enter 开启聊天快捷指令模式 / 对话框内容向上翻页 Page Up 对话框内容向下翻页 Page Down 对话框内容回到底部 SHIFT-Page Down 密语回复 R 战斗框内容向上翻页 CTRL-Page Up 战斗框内容向下翻页 CTRL-Page Down 战斗框内容回到底部 CTRL-SHIFT-Page Down 显示战斗框 SHIFT-C 快捷栏功能 快捷键1 1 快捷键2 2 快捷键3 3 快捷键4 4 快捷键5 5 快捷键6 6 快捷键7 7 快捷键8 8 快捷键9 9 快捷键10 0 快捷键11 - 快捷键12 = 对自己施放的快捷键 1 ALT-1 对自己施放的快捷键 2 ALT-2 对自己施放的快捷键 3 ALT-3 对自己施放的快捷键 4 ALT-4 对自己施放的快捷键 5 ALT-5 对自己施放的快捷键 6 ALT-6 对自己施放的快捷键 7 ALT-7 对自己施放的快捷键 8 ALT-8 对自己施放的快捷键 9 ALT-9 对自己施放的快捷键 10 ALT-0 对自己施放的快捷键 11 ALT-- 对自己施放的快捷键 12 ALT-= 特殊快捷键1 CTRL-F1 特殊快捷键2 CTRL-F2 特殊快捷键3 CTRL-F3 特殊快捷键4 CTRL-F4 特殊快捷键5 CTRL-F5 特殊快捷键6 CTRL-F6 特殊快捷键7 CTRL-F7 特殊快捷键8 CTRL-F8 特殊快捷键9 CTRL-F9 特殊快捷键10 CTRL-F10 备用快捷键1 CTRL-1 备用快捷键2 CTRL-2 备用快捷键3 CTRL-3 备用快捷键4 CTRL-4 备用快捷键5 CTRL-5 备用快捷键6 CTRL-6 备用快捷键7 CTRL-7 备用快捷键8 CTRL-8 备用快捷键9 CTRL-9 备用快捷键10 CTRL-0 快捷栏1 SHIFT-1 快捷栏2 SHIFT-2 快捷栏3 SHIFT-3 快捷栏4 SHIFT-4 快捷栏5 SHIFT-5 快捷栏6 SHIFT-6 前一个快捷栏 SHIFT-上箭头 SHIFT-鼠标滚轮上滚 次一个快捷栏 SHIFT-下箭头 SHIFT-鼠标滚轮下滚 锁定目标功能 锁定最近的敌人 Tab 锁定上一个敌人 SHIFT-Tab 锁定最近的友方 CTRL-Tab 锁定上一个友方 CTRL-SHIFT-Tab 锁定自己 F1 锁定队友1 F2 锁定队友2 F3 锁定队友3 F4 锁定队友4 F5 锁定宠物 SHIFT-F1 锁定队友1宠物 SHIFT-F2 锁定队友2宠物 SHIFT-F3 锁定队友3宠物 SHIFT-F4 锁定队友4宠物 SHIFT-F5 锁定最后一个敌对目标 G 支援目标 F 显示名字 V 攻击目标 T 宠物攻击目标 SHIFT-T 菜单界面功能 开启人物状态界面 C 打开背包 B F12 打开包裹1 F8 打开包裹2 F9 打开包裹3 F10 打开包裹4 F11 打开/关闭所有包裹 SHIFT-B 打开魔法书 P 打开宠物的魔法书 SHIFT-I 开启天赋界面 N 开启宠物截面 SHIFT-P 开启声望界面 U 打开技能书 K 打开任务记录 L 开启游戏菜单 ESCAPE 开启小地图 开启世界地图 M 开启社交内容菜单 O 开启好友界面 开启在线玩家查找界面 开启公会界面 开启RAID界面 辅助功能 小地图放大 Num Pad 小地图缩小 Num Pad - 开启音乐 CTRL-M 开启音效 CTRL-S 主音量放大 CTRL- 主音量降低 CTRL-- 开启用户界面 Alt-Z 开启帧数显示 CTRL-R 摄像头功能 下一个镜头模式 End 前一个镜头模式 Home 放大 鼠标滚轮上滚 缩小 鼠标滚轮下滚 设定镜头模式1 设定镜头模式2 设定镜头模式3 设定镜头模式4 设定镜头模式5 保存镜头模式2 保存镜头模式3 保存镜头模式4 保存镜头模式5 重设镜头模式2 重设镜头模式3 重设镜头模式4 重设镜头模式5 抖动镜头 快捷指令 在游戏里许多用鼠标能够完成的动作也能通过快捷指令完成。大部分快捷指令也能在宏里面使用。下面是一些游戏里常用的快捷指令列表。 常用指令 /help 列出常用指令帮助 /assist [名字] 协助你当前所选择的目标，或者指定的目标 /cast spell 施放指定的法术，可以包含法术的等级。比如： "/cast Slow Fall", "/cast Polymorph(Rank 2)" /afk [文字] 开启AFK模式显示你要离开一会儿，再输一次/afk关闭AFK模式。 /combatlog 导出你的战斗信息到(wow目录)LogsPlayerCombatLog.txt 文件里。 /dnd [文字] 开启DND模式表示“请勿打扰”，再输一次/dnd关闭DND模式。 /duel [名字] 要求与你锁定的目标决斗，或者要求与指定的目标决斗。 /yield (/forfeit) 在决斗时投降。 /emote 文字 (/em, /me) 表示接下来的文字是动作。 /exit 退出游戏。 /follow (/f) 自动跟随当前目标。 /ignore 名字 忽略目标玩家。 /inspect (/ins) 查看目标玩家的装备。 /logout (/camp) 坐下并且登出。 /macro 打开宏设置界面。 /macrohelp 给出关于设置宏的帮助。 /played 显示你游戏人物的在线时间。 /pvp 在接下来的5分钟内开启PVP模式。 /raid 文字 (/r) 在RAID频道里说话。 /random 数字 [数字2] (/rnd, /rand) 扔出一个从1到某个数字范围内的随机数字，或者是两个数字范围之间的随机数字。 /remfriend 名字 (/removefriend) 把一个好友从你的好友列表里去掉。 /split 数量 把一部分的钱平均分给你的队友。 /target 名字 (/tar) 从当前目标转向你所指定的玩家。 /time 显示当前游戏的服务器时间。 /trade (/tr) 与当前选择的目标交易 /who [文字[ 文字2...]] [数字[-数字2]] [r-"种族"] [c-"职业"] [z-"区域"] [g-"公会"] 如果没有添加任何后缀的话，列出在当前区域与你等级相近的所有在线玩家。文字指定玩家的名字，公会，职业，种族或者所在的区域；数字表示指定列出玩家的等级范围。 /bug 提交出错报告。 /suggest 提交建议。 /note 文字 提交一条信息。 /script LUA-command 用于UI设计者。 /console command 用于一些游戏的内部指令，比如"gxrestart", "reloadui" and "quit". /console 设置名 [新设置] 用于调整游戏设置。 队长指令 /invite [名字] (/inv) 邀请目标玩家到你的队伍里。 /uninvite [名字] (/un) 从你的队伍里移除目标玩家。 /ffa 把掠夺方式设置成“自由掠夺”。 /master [名字] 指定目标玩家在“计划分配”的掠夺方式中担当分配者。 /roundrobin 把掠夺方式设置成”轮流掠夺“。 聊天指令 /guild 文字 (/g) 在公会频道内说话。 /party 文字 (/p) 在队伍频道内说话。 /reply 文字 (/r, R) 回复最后一个玩家给你的密语。 /say 文字 (/s) 跟周围的玩家说话。 /yell 文字 (/shout) 喊叫（比/say传的距离要远） /whisper 名字 信息 (/w, /tell) 给目标玩家密语。 聊天频道指令 /chat (/chathelp) 列出聊天指令。 /join 频道 [密码] (/chan, /channel) 加入（或者创建）一个特殊聊天频道。 /leave 频道|# (/chatleave, /chatexit) 离开这个特殊聊天频道，或者离开指定号码的聊天频道。 /# 文字 (/c, /csay) 在聊天频道内说话，#表示所要说话的频道号码。 /announcements 频道|# (/ann) 开启/关闭指定聊天频道的公告。 /ban 频道|# 名字 禁止目标玩家进入指定的频道。 /unban 频道|# 名字 解除目标玩家的禁令。 /chatlist (/chatwho, /chatinfo) 列出所有的聊天频道和他们的号码。 /chatinvite 频道|# 名字 (/cinvite) 邀请目标玩家到一个指令的聊天频道里。 /ckick 频道|# 名字 把目标玩家从指定频道中踢出去。 /moderator 频道|# 名字 (/mod) 把目标玩家设成指定聊天频道的管理员。 /unmoderator 频道|# 名字 (/unmod) 解除目标玩家在指定聊天频道里的管理员身份。 /moderate 频道|# 开启指定聊天频道的管理模式。 /mute 频道|# 名字 (/squelch, /unvoice) 把目标玩家在指定的聊天频道里禁言。 /unmute 频道|# 名字 (/unsquelch, /voice) 解除目标玩家在指定的聊天频道里的禁言。 /password 频道|# [密码] (/pass) 设置，改变或者去除聊天频道的密码。 /owner 频道|# [名字] 显示或者改变所建立的聊天频道名字。 公会指令 /ginfo 给出关于你的公会的基本信息。 /g 文字 (/guild) 在公会频道里说话 /o 文字 对所有公会里的管理员说话。 /ginvite 名字 (/guildinvite) 邀请目标玩家加入到你的公会里。 /gremove 名字 (/guildremove) 从你的公会里移除目标玩家。 /gpromote 名字 (/guildpromote) 提升在你公会里的目标玩家公会等级。 /gdemote 名字 (/guilddemote) 降低在你公会里的目标玩家公会等级。 /gmotd 信息 (/guildmotd) 设置今天的公会公告。 /gquit (/guildquit) 离开你的公会。 /groster (/guildroster) 给出整个公会成员的列表（只限管理员和会长使用）。 /gleader name (/guildleader) 把目标玩家设为会长（只限会长使用）。 /gdisband (/guilddisband) 解散公会（只限会长使用）。

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half-time interval 中场休息　　round robin 循环赛　　group round robin 小组循环赛　　extra time 加时赛　　elimination match 淘汰赛　　injury time 伤停补时　　golden goal / sudden death 金球制，突然死亡法　　eighth-final 八分之一决赛　　quarterfinal 四分之一决赛　　semi-final 半决赛　　final match 决赛　　preliminary match 预赛　　one-sided game 一边倒的比赛　　competition regulations 比赛条例　　disqualification 取消比赛资格　　match ban 禁赛命令　　doping test 药检　　draw / sortition 抽签　　send a player off 判罚出场　　red card 红牌　　yellow card 黄牌　　goal 球门，进球数　　draw 平局　　goal drought 进球荒　　ranking 排名（名次）

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robin 英["rɒbɪn] 美[ˈrɑbɪn] n. 知更鸟，鸫 名词复数:robins 希望有所帮助~

WEB服务器流量超负载问题解决方法 　　Web应用服务器集群系统，是由一群同时运行同一个web应用的服务器组成的集群系统，在外界看来，就像是一个服务器一样。为了均衡集群服务器的负载，达到优化系统性能的目的，集群服务器将众多的访问请求，分散到系统中的不同节点进行处理。从而实现了更高的有效性和稳定性，而这也正是基于Web的企业应用所必须具备的特性。 　　 一、计算WEB服务器负载量的两种方法 　　web应用服务器集群系统，是由一群同时运行同一个web应用的服务器组成的集群系统，在外界看来，就像是一个服务器一样。为了均衡集群服务器的负载，达到优化系统性能的目的，集群服务器将众多的访问请求，分散到系统中的不同节点进行处理。从而实现了更高的有效性和稳定性，而这也正是基于Web的企业应用所必须具备的特性。 　　高可靠性可以看作为系统的一种冗余设定。对于一个特定的请求，如果所申请的服务器不能进行处理的话，那么其他的服务器能不能对之进行有效的处理呢？对于一个高效的系统，如果一个Web服务器失败的话，其他的服务器可以马上取代它的位置，对所申请的请求进行处理，而且这一过程对用户来说，要尽可能的透明，使用户察觉不到！ 　　稳定性决定了应用程序能否支持不断增长的用户请求数量，它是应用程序自身的一种能力。稳定性是影响系统性能的众多因素的一种有效的测量手段，包括机群系统所能支持的同时访问系统的最大用户数目以及处理一个请求所需要的时间。 　　在现有众多的均衡服务器负载的方法中，广泛研究并使用的是以下两个方法： 　　DNS负载平衡的方法RR-DNS(Round-Robin Domain Name System) 　　负载均衡器 　　以下，我们将就这两种方法进行讨论。 　　 二、DNS轮流排程的优势及缺点 　　域名服务器（Domain Name Server）中的数据文件将主机名字映射到其IP地址。当你在浏览器中键入一个URL时（例如：www.loadbalancedsite.com），浏览器则将请求发送到DNS，要求其返回相应站点的IP地址，这被称为DNS查询。当浏览器获得该站点的IP地址后，便通过该IP地址连接到所要访问的站点，将页面展现在用户面前。 　　域名服务器（DNS）通常包含一个单一的IP地址与该IP地址所映射的站点的名称的列表。在我们上面所假象的例子中，www.loadbalancedsite.com 这个站点的映射IP地址为203.24.23.3。 　　为了利用DNS均衡服务器的负载，对于同一个站点来讲，在DNS服务器中同时拥有几个不同的IP地址。这几个IP地址代表集群中不同的机器，并在逻辑上映射到同一个站点名。通过我们的例子可以更好的理解这一点，www.loadbalancedsite.com将通过下面的三个IP地址发布到一个集群中的三台机器上： 　　203.34.23.3 　　203.34.23.4 　　203.34.23.5 　　在本例中，DNS服务器中包含下面的映射表： 　　www.loadbalancedsite.com 203.34.23.3 　　www.loadbalancedsite.com 203.34.23.4 　　www.loadbalancedsite.com 203.34.23.5 　　当第一个请求到达DNS服务器时，返回的是第一台机器的IP地址203.34.23.3；当第二个请求到达时，返回的是第二台机器的IP地址203.34.23.4，以此类推。当第四个请求到达时，第一台机器的IP地址将被再次返回，循环调用。 　　利用上述的DNS Round Robin技术，对于某一个站点的所有请求将被平均的分配到及群中的机器上。因此，在这种技术中，集群中的所有的节点对于网络来说都是可见的。 　　DNS 轮流排程的优势 　　DNS Round Robin的最大的优点就是易于实现和代价低廉： 　　代价低，易于建立。 为了支持轮流排程，系统管理员只需要在DNS服务器上作一些改动，而且在许多比较新的.版本的DNS服务器上已经增加了这种功能。对于Web应用来说，不需要对代码作任何的修改；事实上，Web应用本身并不会意识到负载均衡配置，即使在它面前。 　　简单. 不需要网络专家来对之进行设定，或在出现问题时对之进行维护。 　　DNS 轮流排程的缺点 　　这种基于软件的负载均衡方法主要存在两处不足，一是不实时支持服务期间的关联，一是不具有高可靠性。 　　不支持服务器间的一致性。服务器一致性是负载均衡系统所应具备的一种能力，通过它，系统可以根据会话信息是属于服务器端的，还是底层数据库级别的，继而将用户的请求导向相应的服务器。而DNS轮流排程则不具备这种智能化的特性。它是通过cookie、隐藏域、重写URL三种方法中的一种来进行相似的判断的。当用户通过上述基于文本标志的方法与服务器建立连接之后，其所有的后续访问均是连接到同一个服务器上。问题是，服务器的IP是被浏览器暂时存放在缓存中，一旦记录过期，则需要重新建立连接，那么同一个用户的请求很可能被不同的服务器进行处理，则先前的所有会话信息便会丢失。 　　不支持高可靠性。设想一个具有N个节点的集群。如果其中的一个节点毁坏，那么所有的访问该节点的请求将不会有所回应，这是任何人都不愿意看到的。比较先进的路由器可以通过每隔一定的时间间隔，对节点检查，如果有毁坏的节点，则将之从列表中去除的方法，解决这个问题。但是，由于在Internet上，ISPs将众多的DNS存放在缓存中，以节省访问时间，因此，DNS的更新就会变得非常缓慢，以至于有的用户可能会访问一些已经不存在的站点，或者一些新的站点得不到访问。所以，尽管DNS轮流排程在一定程度上解决了负载均衡问题，但这种状况的改变并不是十分乐观和有效的。 　　除了上面介绍的轮流排程方法外，还有三种DNS负载均衡处理分配方法，将这四种方法列出如下： 　　Round robin (RRS)： 将工作平均的分配到服务器 (用于实际服务主机性能一致) 　　Least-connections (LCS)： 向较少连接的服务器分配较多的工作(IPVS 表存储了所有的活动的连接。用于实际服务主机性能一致。) 　　Weighted round robin (WRRS)： 向较大容量的服务器分配较多的工作。可以根据负载信息动态的向上或向下调整。 (用于实际服务主机性能不一致时) 　　Weighted least-connections (WLC)： 考虑它们的容量向较少连接的服务器分配较多的工作。容量通过用户指定的砝码来说明，可以根据装载信息动态的向上或向下调整。(用于实际服务主机性能不一致时) 　　 三：传统负载均衡器的优势及缺点 　　负载均衡器通过虚拟IP地址方法，解决了轮流排程所面临的许多问题。使用了负载均衡器集群系统，在外部看来，像是具有一个IP地址的单一服务器一样，当然，这个IP地址是虚拟的，它映射了集群中的每一台机器的地址。所以，在某种程度上，负载均衡器是将整个集群的IP地址报漏给外部网络。 　　当请求到达负载均衡器时，它会重写该请求的头文件，并将之指定到集群中的机器上。如果某台机器被从集群中移除了，请求不会别发往已经不存在的服务器上，因为所有的机器表面上都具有同一个IP地址，即使集群中的某个节点被移除了，该地址也不会发生变化。而且，internet上缓存的DNS条目也不再是问题了。当返回一个应答时 　　，客户端看到的只是从负载均衡器上所返回的结果。也就是说，客户端操作的对象是负载均衡器，对于其更后端的操作，对客户端来讲，是完全透明的。 　　传统负载均衡器的优点 　　服务器一致性. 负载均衡器读取客户端发出的每一个请求中所包含的cookies或url解释。基于所读出的这些信息，负载均衡器就可以重写报头并将请求发往集群中合适的节点上，该节点维护着相应客户端请求的会话信息。在HTTP通信中，负载均衡器可以提供服务器一致性，但并不是通过一个安全的途径（例如：HTTPS）来提供这种服务。当消息被加密后（SSL），负载均衡器就不能读出隐藏在其中的会话信息。 　　通过故障恢复机制获得高可靠性. 故障恢复发生在当集群中某个节点不能处理请求，需将请求重新导向到其他节点时。主要有两种故障恢复： 　　请求级故障恢复。当集群中的一个节点不能处理请求时（通常是由于down机），请求被发送到其他节点。当然，在导向到其他节点的同时，保存在原节点上的会话信息将会丢失。 　　透明会话故障恢复。当一个引用失败后，负载均衡器会将之发送到集群中其他的节点上，以完成操作，这一点对用户来说是透明的。由于透明会话故障恢复需要节点具备相应的操作信息，因此为了实现该功能，集群中的所有节点必须具有公共存储区域或通用数据库，存储会话信息数据，以提供每个节点在进行单独进程会话故障恢复时所需要的操作信息。 　　统计计量。既然所有的Web应用请求都必须经过负载均衡系统，那么系统就可以确定活动会话的数量，在任何实例访问中的活动会话的数目，应答的次数，高峰负载次数，以及在高峰期和低谷期的会话的数目，还有其他更多的。所有的这些统计信息都可以被很好的用来调整整个系统的性能。 　　传统负载均衡器的缺点 　　硬件路由的缺点在于费用、复杂性以及单点失败的。由于所有的请求均是通过一个单一的硬件负载均衡器来传递，因此，负载均衡器上的任何故障都将导致整个站点的崩溃。 　　HTTPS请求的负载均衡 　　正如上面所提到的，很难在那些来自HTTPS的请求上进行负载均衡和会话信息维护处理。因为，这些请求中的信息已经被加密了。负载均衡器没有能力处理这类请求。不过，这里有两种方法可以解决这一问题： 　　代理网络服务器 　　硬件SSL解码器 　　代理服务器位于服务器集群之前，首先由它接受所有的请求并对之进行解密，然后将这些处理后的请求根据头信息重新发往相应的节点上，这种方式不需要硬件上的支持，但会增加代理服务器的额外的负担。 　　硬件SSL解码器，则是在请求到达负载均衡器之前，先经由它进行解密处理。这种方式比代理服务器的处理速度要快捷一些。但代价也高，而且实现比较复杂。 ;

多WAN啊 欣全向做的最早的，02年就有了，03年注册的，我的04年买的，现在都好几年了，多WAN这一块很成熟了，带宽叠加，负载均衡，现在他们把免疫墙融入到了多WAN里面去了，可以直接从网卡上面拦截病毒攻击，从网卡上面限制上传下载、发包大小、连接数，还能监控整个内网上网状况，有没有大病毒攻击，准确定位。

其实操作到这里，有必要深入的了解K8s的网络运行机制和基本结构，否则当真的遇到问题的时候会比较郁闷。 首先，要理解K8s的用处其实是容器的编排和管理，最小组成其实不是容器，是pod，物理机或者虚拟机叫node，pod是基础单元，pod里可以有多个容器，也可以只有一个容器，同一个pod的容器彼此是共享网络和主机配置的，换句话说，彼此是可以直接localhost通信的，类似于同一台机器上进行通信，所以这里面是无所谓隔离和安全一说，对外而言就是一个环境，所以pod就是这个环境的业务实体。所以，第一个问题来了，同一个pod的不同容器可以位于不同的node上吗？当然不行，必须在同一个node上，因为共享主机和网络。那么怎么才能知道一个pod有多个容器？kubectl exec的时候是否可以指定需要运行的容器？当然可以，参考如下指令： 所以，这里可以忽略容器的概念，单单考虑pod，毕竟pod才是k8s最小的调度单元。那pod和pod是怎么通信的呢？ pod的通信离不开K8s的网络模型： flannel组建一个大二层扁平网络，pod的ip分配由flannel统一分配，通讯过程也是走flannel的网桥。 每个node上面都会创建一个flannel0虚拟网卡，用于跨node之间通讯。所以容器直接可以直接使用pod id进行通讯。 跨节点通讯时，发送端数据会从docker0路由到flannel0虚拟网卡，接收端数据会从flannel0路由到docker0。 如果Pod是一组应用容器的集合，那Service是不是就没有意义了，他的意义在于当应用服务需要做负载、需要做全生命周期的跟踪和管理时就体现出来了，所以Service是一个抽象的概念，它定义了Pod逻辑集合和访问这些Pod的策略。 一个非常常见的场景，当一个Pod因为某种原因停止运行了，kubelet根据deployment的需求重新启动一个新的Pod来提供之前Pod的功能，但是flannel会给这个新的Pod分配一个新的IP，这会带来很大的Effort，应用服务的很多配置项都需要调整，如果有了Service呢，这就不是问题，看下Service的运行原理。 这张图解释了Service的运行机制，当Service A创建的时候，Service Controller和EndPoints Controller就会被触发更新一些资源，例如基于Service中配置的Pod的selector给每一个Pod创建一个EndPoint资源并存入etcd，kube-proxy还会更新iptables的chain规则生成基于Service的Cluster IP链路到对应Pod的链路规则，接下来集群内的一个pod想访问某个服务，直接cluster ip:port即可基于iptables的链路将请求发送到对应的Pod，这一层有两种挑选pod的算法，轮询(Round Robin)和亲和度匹配(Session Affinity)。当然，除了这种 iptabels的模式 ，还有一种比较原始的方式就是 用户态的转发 ，Kube-Proxy 会为每个 Service 随机监听一个端口 (Proxy Port)，并增加一条 IPtables 规则。从客户端到 ClusterIP:Port 的报文都会被重定向到 Proxy Port，Kube-Proxy 收到报文后，通过 Round Robin (轮询) 或者 Session Affinity（会话亲和力，即同一 Client IP 都走同一链路给同一 Pod 服务）分发给对应的 Pod。 当然，新版本的k8s开始基于 ipvs来替换iptables 了，但是形式和iptables是类似的。 概念图可以参看： 这是最原始的方式，参看下图： IPVS是 LVS 项目的一部分，是一款运行在 Linux Kernel 当中的 4 层负载均衡器，性能异常优秀。使用调优后的内核，可以轻松处理每秒 10 万次以上的转发请求。目前在中大型互联网项目中，IPVS 被广泛的用于承接网站入口处的流量。

轮叫调度（Round-Robin Scheduling）轮叫调度（Round Robin Scheduling）算法就是以轮叫的方式依次将请求调度不同的服务器，即每次调度执行i = (i + 1) mod n，并选出第i台服务器。算法的优点是其简洁性，它无需记录当前所有连接的状态，所以它是一种无状态调度。在系统实现时，我们引入了一个额外条件，当服务器的权值为零时，表示该服务器不可用而不被调度。这样做的目的是将服务器切出服务（如屏蔽服务器故障和系统维护），同时与其他加权算法保持一致。所以，算法要作相应的改动，它的算法流程如下：轮叫调度算法流程假设有一组服务器S = {S0, S1, …, Sn-1}，一个指示变量i表示上一次选择的服务器，W(Si)表示服务器Si的权值。变量i被初始化为n-1，其中n > 0。j = i;do {j = (j + 1) mod n;if (W(Sj) > 0) {i = j;return Si;}} while (j != i);return NULL;轮叫调度算法假设所有服务器处理性能均相同，不管服务器的当前连接数和响应速度。该算法相对简单，不适用于服务器组中处理性能不一的情况，而且当请求服务时间变化比较大时，轮叫调度算法容易导致服务器间的负载不平衡。虽然Round-Robin DNS方法也是以轮叫调度的方式将一个域名解析到多个IP地址，但轮叫DNS方法的调度粒度是基于每个域名服务器的，域名服务器对域名解析的缓存会妨碍轮叫解析域名生效，这会导致服务器间负载的严重不平衡。这里，IPVS轮叫调度算法的粒度是基于每个连接的，同一用户的不同连接都会被调度到不同的服务器上，所以这种细粒度的轮叫调度要比DNS的轮叫调度优越很多。

轮叫测试。又叫圆罗宾测试。

随便说些就行吧，初一的口试应该不会要求太高。 比如：This is the team from somewhere. It"s a good team. Good pass. They win the game. Let"s wish them. What a wonderful goal. Be careful. …… 只要放松些，尽情说就行了。关键的是自信！附上常用的单词 eighth-finals 八分之一决赛 quarterfinal 四分之一决赛 one-side game 一边倒的比赛 competition requlations 比赛条例 disqualification 取消比赛资格 sportsmanship 运动员的道德，风格 opening ceremony 开幕式 semi-final 半决赛 first round 第一轮 round-robin 循环赛 doping test 药检 draw,sostition 抽签 elimination match ,kick-out 淘汰赛 break through 突破 overhead kick 倒勾球 match ban 禁赛命令 ranking 排名 schedule 比赛日程half time 中场休息 kick-out 踢出界 sending-off 罚下场 place kick 定位球 pass 传球 stopping 停球 relegation 降级 penalty 点球 league 联赛 heading 顶球 grouping 分组 competitiom rules 比赛规则 protest 对不公平裁判的抗议 sellout 球票卖完 first (second) half 上（下）半场 rist 球场骚乱 indicator,score board 记分牌 yell 观众的喊声 handclap 鼓掌 cross (short,flank) pass 横（短，边界）传 close watch 紧盯（人战术）offside 越位 overhead throw 边顶掷球 sliding tackle 铲球 kick-off 开球 free kick 任意球 foul 犯规 throw in 掷界外球 wall 人墙 draw 平局 cheer team 拉拉队 corner kick 角球 red (yellow) card 红（黄）牌 hat-trick 帽子戏法（一运动员一场进三球） driect (indirect) kick 直接（间接）球

　　LINUX下多路径（multi-path）介绍及使用　　一、什么是多路径　　普通的电脑主机都是一个硬盘挂接到一个总线上，这里是一对一的关系。而到了有光纤组成的SAN环境，或者由iSCSI组成的IPSAN环境，由于主机和存储通过了光纤交换机或者多块网卡及IP来连接，这样的话，就构成了多对多的关系。也就是说，主机到存储可以有多条路径可以选择。主机到存储之间的IO由多条路径可以选择。每个主机到所对应的存储可以经过几条不同的路径，如果是同时使用的话，I/O流量如何分配？其中一条路径坏掉了，如何处理？还有在操作系统的角度来看，每条路径，操作系统会认为是一个实际存在的物理盘，但实际上只是通向同一个物理盘的不同路径而已，这样是在使用的时候，就给用户带来了困惑。多路径软件就是为了解决上面的问题应运而生的。　　多路径的主要功能就是和存储设备一起配合实现如下功能：　　1.故障的切换和恢复　　2.IO流量的负载均衡　　3.磁盘的虚拟化　　由于多路径软件是需要和存储在一起配合使用的，不同的厂商基于不同的操作系统，都提供了不同的版本。并且有的厂商，软件和硬件也不是一起卖的，如果要使用多路径软件的话，可能还需要向厂商购买license才行。比如EMC公司基于linux下的多路径软件，就需要单独的购买license。好在， RedHat和Suse的2.6的内核中都自带了免费的多路径软件包，并且可以免费使用，同时也是一个比较通用的包，可以支持大多数存储厂商的设备，即使是一些不是出名的厂商，通过对配置文件进行稍作修改，也是可以支持并运行的很好的。　　　　　　二、Linux下multipath介绍，需要以下工具包：　　在CentOS 5中，最小安装系统时multipath已经被安装，查看multipath是否安装如下：　　　　1、device-mapper-multipath：即multipath-tools。主要提供multipathd和multipath等工具和 multipath.conf等配置文件。这些工具通过device mapper的ioctr的接口创建和配置multipath设备（调用device-mapper的用户空间库。创建的多路径设备会在/dev /mapper中）。　　2、 device-mapper：主要包括两大部分：内核部分和用户部分。内核部分主要由device mapper核心（dm.ko）和一些target driver（md-multipath.ko）。核心完成设备的映射，而target根据映射关系和自身特点具体处理从mappered device 下来的i/o。同时，在核心部分，提供了一个接口，用户通过ioctr可和内核部分通信，以指导内核驱动的行为，比如如何创建mappered device，这些divece的属性等。linux device mapper的用户空间部分主要包括device-mapper这个包。其中包括dmsetup工具和一些帮助创建和配置mappered device的库。这些库主要抽象，封装了与ioctr通信的接口，以便方便创建和配置mappered device。multipath-tool的程序中就需要调用这些库。　　3、dm-multipath.ko和dm.ko：dm.ko是device mapper驱动。它是实现multipath的基础。dm-multipath其实是dm的一个target驱动。　　4、scsi_id： 包含在udev程序包中，可以在multipath.conf中配置该程序来获取scsi设备的序号。通过序号，便可以判断多个路径对应了同一设备。这个是多路径实现的关键。scsi_id是通过sg驱动，向设备发送EVPD page80或page83 的inquery命令来查询scsi设备的标识。但一些设备并不支持EVPD 的inquery命令，所以他们无法被用来生成multipath设备。但可以改写scsi_id，为不能提供scsi设备标识的设备虚拟一个标识符，并输出到标准输出。multipath程序在创建multipath设备时，会调用scsi_id，从其标准输出中获得该设备的scsi id。在改写时，需要修改scsi_id程序的返回值为0。因为在multipath程序中，会检查该直来确定scsi id是否已经成功得到。　　三、multipath在CentOS 5中的基本配置过程：　　1、安装和加载多路径软件包　　# yum –y install device-mapper device-mapper-multipath　　# chkconfig –level 2345 multipathd on #设置成开机自启动multipathd　　# lsmod |grep dm_multipath #来检查安装是否正常　　　　如果模块没有加载成功请使用下列命初始化DM，或重启系统　　---Use the following commands to initialize and start DM for the first time:　　# modprobe dm-multipath　　# modprobe dm-round-robin　　# service multipathd start　　# multipath –v2　　2、配置multipath：　　Multipath的配置文件是/etc/multipath.conf , 如需要multipath正常工作只需要如下配置即可：(如果需要更加详细的配置，请看本文后续的介绍)　　blacklist {　　devnode "^sda"　　}　　defaults {　　user_friendly_names yes　　path_grouping_policy multibus　　failback immediate　　no_path_retry fail　　}　　# vi /etc/multipath.conf　　　　　　3、multipath基本操作命令　　# /etc/init.d/multipathd start #开启mulitipath服务　　# multipath -F #删除现有路径　　# multipath -v2 #格式化路径　　# multipath -ll #查看多路径　　　　如果配置正确的话就会在/dev/mapper/目录下多出mpath0、mpath1等之类设备。　　　　用fdisk -l命令可以看到多路径软件创建的磁盘，如下图中的/dev/dm-[0-3]　　　　　　4、multipath磁盘的基本操作　　要对多路径软件生成的磁盘进行操作直接操作/dev/mapper/目录下的磁盘就行.　　在对多路径软件生成的磁盘进行分区之前最好运行一下pvcreate命令:　　# pvcreate /dev/mapper/mpath0　　# fdisk /dev/mapper/mpath0　　　　用fdisk对多路径软件生成的磁盘进行分区保存时会有一个报错,此报错不用理会。　　fdisk对多路径软件生成的磁盘进行分区之后，所生成的磁盘分区并没有马上添加到/dev/目录下，此时我们要重启IPSAN或者FCSAN的驱动，如果是用iscsi-initiator来连接IPSAN的重启ISCSI服务就可以发现所生成的磁盘分区了　　# service iscsi restart　　# ls -l /dev/mapper/　　　　如上图中的mpath0p1和mpath1p1就是我们对multipath磁盘进行的分区　　# mkfs.ext3 /dev/mapper/mpath0p1 #对mpath1p1分区格式化成ext3文件系统　　# mount /dev/mapper/mpath0p1 /ipsan/ #挂载mpath1p1分区

小组循环赛阶段 赢一场200分半决赛 赢球400分决赛 赢球500分

robin英 [u02c8ru0252bu026an] 美 [u02c8rɑ:bu026an] Robin：罗宾（人名）n.知更鸟，鸫bai;（签名者不du分先后，以避免受责的）圆形签名抗议书（或zhi请愿书）。robin的用法示例如下：1.Robin didn"t feel good about herself. 罗宾对自己没有信心。2.So far as anyone can tell, there"s evidence that there was a Robin Hood 众所周知，有证据表明确实有罗宾汉这么个人。3.Robin is an expert at cheesemaking 罗宾是奶酪制作专家。4.You know Robin and I have been friends for very long time. 你知道罗宾和我是很多年的朋友了。扩展资料：robins，n.知更鸟，鸫( robin的名词复数 )。robin来源语种：罗曼语robin名字寓意：著名的robin相似英文名：Rob 罗伯、Robaya 鲁巴伊、Robb 罗伯、Robbe 罗布、Robbert 罗贝特、Robbie 罗比。

集群硬盘大小：每天的数据量/70% 日志保存天数 机器数量：Kafka 机器数量=2 （峰值生产速度*副本数/100）+1 日志保存时间：可以回答保存7天 监控Kafka：一般公司有自己开发的监控器，或者cdh配套的监控器，另外还有一些开源的监控器 分区数一般设置为：3-10 个 副本数一般设置为：2-3个 topic数量需要根据日志类型来定，一般有多少个日志类型就定多少个topic，不过也有对日志类型进行合并的 LEO：每个副本的最后一条消息的offset HW：一个分区中所有副本最小的offset ISR：与leader保持同步的follower集合 AR：分区的所有副本 kafka无法保证整个topic多个分区有序，但是由于每个分区（partition）内，每条消息都有一个offset，故可以保证分区内有序 topic的分区数只能增加不能减少，因为减少掉的分区也就是被删除的分区的数据难以处理 消费者组中的消费者个数如果超过topic的分区，那么就会有消费者消费不到数据 1.维护offset的原因：由于consumer在消费过程中可能会出现断电宕机等故障，consumer恢复后，需要从故障前的位置的继续消费，所以consumer需要实时记录自己消费到了哪个offset，以便故障恢复后继续消费 消费者提交消费位移时提交的是当前消费到的最新消息的offset+1而不是offset。 Kafka官方自带了压力测试脚本（kafka-consumer-perf-test.sh、kafka-producer-perf-test.sh）， Kafka 压测时，可以查看到哪个地方出现了瓶颈（CPU，内存，网络 IO），一般都是网络 IO 达到瓶颈 由于领导者的主要角色是执行分区的所有读写请求的任务，而追随者被动地复制领导者。因此，在领导者失败时，其中一个追随者接管了领导者的角色。基本上，整个过程可确保服务器的负载平衡。 一个单独的kafka server就是一个broker，broker主要工作就是接收生产者发过来的消息，分配offset，之后保存到磁盘中。同时，接收消费者、其他broker的请求，根据请求类型进行相应的处理并返回响应，在一般的生产环境中，一个broker独占一台物理服务器 接收Producer发过来的数据，并且将它持久化，同时提供给Consumer去订阅 组成Kafka集群节点，之间没有主从关系，依赖ZooKeeper来协调，broker负责消息的读取和存储，一个broker可以管理多个partition Message 一个Kafka的Message由一个固定长度的header和一个变长的消息体body组成。 header部分由一个字节的magic(文件格式)和四个字节的CRC32(用于判断body消息体是否正常)构成。当magic的值为1的时候，会在magic和crc32之间多一个字节的数据：attributes(保存一些相关属性，比如是否压缩、压缩格式等等)；如果magic的值为0，那么不存在attributes属性。 body是由N个字节构成的一个消息体，包含了具体的key/value消息。 ISR就是kafka的副本同步队列，全称是In-Sync Replicas。ISR 中包括 Leader 和 Follower。如果 Leader 进程挂掉，会在 ISR 队列中选择一个服务作为新的 Leader。有 replica.lag.max.messages（延迟条数）和replica.lag.time.max.ms（延迟时间）两个参数决定一台服务是否可以加入 ISR 副 本队列，在 0.10 版本移除了 replica.lag.max.messages 参数，防止服务频繁的进去队列。 任意一个维度超过阈值都会把 Follower 剔除出 ISR，存入 OSR（Outof-Sync Replicas） 列表，新加入的 Follower 也会先存放在 OSR 中。 重点 消费者的分区分配 在Kafka内部存在两种默认的分区分配策略：Range和RoundRobin。当以下事件发生时，Kafka将会进行一次分区分配： 同一个Consumer Group内新增消费者 消费者离开当前所属的Consumer Group，包括关闭或崩溃 订阅的主题新增分区 将分区的所有权从一个消费者移到另一个消费者称为重新平衡（再平衡），如何再平衡就涉及到本文提到的分区分配策略。下面我们将详细介绍Kafka内置的两种分区分配策略。本文假设我们有个名为T1的主题，其包含了10个分区，然后我们有两个消费者（C1，C2）来消费这10个分区里面的数据，而且C1的num.streams = 1，C2的num.streams = 2。 范围策略 一系列策略是对每个主题而言的，首先对同一个主题里面的分区按照序号进行排序，并对消费者按照字母顺序进行排序。在我们的例子里面，排完序的分区将会是0,1,2,3,4,5,6,7,8,9;消费者线程排序将会是C1-0，C2-0，C2-1。然后将partitions的个数除于消费者线程的总数来决定每个消费者线程消费几个分区。如果除不尽，那么前面几个消费者线程将会多消费一个分区。在我们的例子里面，我们有10个分区，3个消费者线程，10/3 = 3，而且除除不尽，那么消费者线程C1-0将会多消费一个分区，所以最后分区分配的结果看起来是这样的： 假如我们有11个分区，那么最后分区分配的结果看起来是这样的： 假如我们有2个主题（T1和T2），分别有10个分区，那么最后分区分配的结果看起来是这样的： 可以看出，C1-0消费者线程比其他消费者线程多消费了2个分区，这就是范围策略的一个很明显的弊端。 RoundRobin战略 必须满足如下条件 同一个Consumer Group里面的所有消费者的num.streams必须相等; 每个消费者订阅的主题必须相同 在我们的例子里面，加入按照hashCode排序完的主题 - 分区组依次为T1-5，T1-3，T1-0，T1-8，T1-2，T1-1，T1-4，T1-7， T1-6，T1-9，我们的消费者线程排序为C1-0，C1-1，C2-0，C2-1，最后分区分配的结果为： Sticky 分区的分配要尽可能的均匀 分区的分配尽可能的与上次分配的保持相同 当两者发生冲突时，第一个目标优先于第二个目标 数据积压主要可以从两个角度去分析： idempotent + at least once = exactly once 谈谈你对Kafka幂等性的理解？ Producer的幂等性指的是当发送同一条消息时，数据在 Server 端只会被持久化一次，数据不丢不重，但是这里的幂等性是有条件的： Kafka是在0.11 版本开始引入了事务支持。事务可以保证 Kafka 在 Exactly Once 语义的基础上，生产和消费可以跨分区和会话，要么全部成功，要么全部失败。 为了实现跨分区跨会话的事务，需要引入一个全局唯一的 Transaction ID，并将 Producer 获得的 PID 和 Transaction ID 绑定。这样当 Producer 重启后就可以通过正在进行的 Transaction ID 获得原来的 PID。 为了管理 Transaction，Kafka 引入了一个新的组件 Transaction Coordinator。Producer 就 是通过和 Transaction Coordinator 交互获得 Transaction ID 对应的任务状态。Transaction Coordinator 还负责将事务所有写入 Kafka 的一个内部 Topic，这样即使整个服务重启，由于 事务状态得到保存，进行中的事务状态可以得到恢复，从而继续进行。 上述事务机制主要是从Producer方面考虑，对于 Consumer 而言，事务的保证就会相对较弱，尤其时无法保证 Commit 的信息被精确消费。这是由于 Consumer 可以通过offset访问任意信息，而且不同的 Segment File生命周期不同，同一事务的消息可能会出现重启后被删除的情况。

罗宾

即将该函数定义成已删除的函数，任何试图调用它的行为将产生编译期错误。是C++11标准的内容。

比赛和裁判用语. 脚误 : foot fault 犯规 : fault shot 发球直接得分 : ace 发球失误 : fault 双误 : double fault 重发 : let 擦网 : net 重赛 : replay 发球无效 : the let in service 活球期 : ball in play 失分 : to lose point 得分 : to win point 压线球 : ball falls on line 出界 : out 没看见 : unsighted 手势 : hands signal 摔球拍 : abuse of raquet 警告 : warning 罚分 : point penalty 两跳 : not up 意外干扰 : invasion 休息时间 : rest period 身体触网 : body touch 更换新球 : ball change 挑边 : toss 单局数 :an add number of game 双局数 : an even number of game 准备练习 : warm-up 分 : point 局 : game 盘 : set 局点 : game point 盘点 : set point 赛点 : match point 破发点 : break point 0分 : love 15分 : fifteen 30分 : thirty 40分 : forty 15平 : fifteen all 平分 : deuce 占先 : advantage 发球占先 : advantage server 接发球占先 :advantage receiver 单打 : singles 双打 : doubles 混双 : mixed doubles 交换发球 : change service 交换场地: change sides 三盘两胜 : the best of three 五盘三胜 : the best of five 预赛 : qualifying matches 第一轮 : the first round 四分之一决赛 : quarterfinals 半决赛 : semifinals 决赛 : final 平局决胜制 : tiebreak 长盘制 : advantage set 抢7局 : tie-break 外卡 : wild card ( WC ) 种子选手 : seeded players 正选选手 : main draw players 轮空 : bye 比赛开始前弃权 : withdraw 比赛中弃权 : retired ( RET ) 准备 : ready 比赛开始 : play ball 名次 : ranking 主裁判 : chair umpaire 司网裁判 : net ,cord judge 司线员 : linesmen 球童 : ball boy (ball kids) 脚误裁判 : foot fault judge 单打比赛 :the singles game (men"s,women"s) 双打比赛 : the doubles game 挑战赛 : challenger 希望赛 : futures 邀请赛 : invitational match 卫星赛 : satellite 元老赛 : veterans" match 青少年赛 : junior match 表演赛 : exhibition 公开赛 : open 友谊赛 : friendly match 资格赛 : qualifying competition 正选赛 : main draw match 外围赛 : qualifier match 国际排名 : international ranking 国内排名 : national ranking 赛制 : tournament systems 循环赛制 : singles round robin 淘汰制 : elimination system

哪里复制的，学习啦

William ShakespeareThe empty vessels make (w. Shakespeare, 1564 - thousand six hundred) formerly: Edward De Wells (Edward De Vere) AD on April 23, 1564 in eng lance trafford town - 1616 May 3 Julian calendar (April 23), the famous British playwright and poet, the main works are romeo and Juliet, Hamlet, etc.lifeThe great English playwright and poet William Shakespeare was born in Britain in 1564 earthen vic county SiTeLaTeFu stratford-upon-avon. His father John Shakespeare"s wool, leather and grain business grocer, 1565, civil affairs officer for the three years was elected mayor. Shakespeare"s youth in local grammar school. He received a good education, but not of a university. In 1582, 18 with Shakespeare LinXiang NongGuNv 26-year-old Anne married perspective, 21, when had three children.He ~ 1592 1585 unfamiliar situations, is called "the lost years". After SiTeLaTeFu, to leave 1585 1590 years living in London, the troupe to become an actor and dramatist, began his writing career and the stage. He stands 30, dramatic world, after four years has become masters of English stage. 1592, theater manager p. repel Lou first mention of Shakespeare"s plays the part of Henry vi. That same year, playwright, r. green before the thousand regrets to Calvin of Shakespeare"s surname, citing allude to the next stage of Henry vi, scold Shakespeare"s "a gorilla type, he was crow has quite a reputation. In 1593 ~ 1594, he published the creation of two long poem "Venus and adonis" and "rose" LuKeLi disgrace, to young aristocrat"s claim sampdoria earl. He also wrote some miscellaneous poems published in 1609 and 154 sonnets. From the start, he is in 1594 by waitresses in the theater, called "asylum minister palace theatre" lords. 1598 years, he GeJian with others as a troupe shareholders global theater, after his main works here in the drama about public (later in 1609 increased "black godsworn theater"). He is traveling with a group, occasionally also come to college and law school act, The summer or disease, died in London theatre, to other performances. 1598 university in personage f. mills have in the wisdom of treasure, lists of Shakespeare"s plays 35 years before, praised his comedies, tragedies are unapproachable, "and" ancient poems and plays, people first. But he was not published his plays. In 1596, in the name of his father for the title of "and" the gentleman to have the right, and successively crest three times a considerable estate purchased. 1603, James I was renamed ", enshrined in the theatrical troupe, and he was appointed to the presence of actor attendants. In his farewell 1612 return home in London. In 1616 died on April 23, was the holy trinity church in town. Before death left a will. He said the two portraits of the church is more reliable in busts and ROM shott portraits, the script has six signatures and sir Thomas more of the three page of the manuscript. In 1623, actor, j. h. kang dyer hamming and his plays, printed pairs folio 36 (including 20 is the first printed out the first pair of so-called "), the folio. 1722 Samuel Adams, someone from the aspect of the authors put forward continuously for ever, and attempt to confirm the question is bacon, c. Marlowe, sillett earl, Oxford earl, Derby county, etc, but lack of evidence.Shakespeare lived in London for twenty years, and during the his wife still staying in the Stella f. His destiny in the year to retreat return so rhys trafford in 1612 (.). Shakespeare in 1616 its twelfth birthday and died, and was holy trinity church. Before death left a will. He said the two portraits of the church is more reliable in busts and ROM shott portraits, the script has six signatures and sir Thomas more of the three page of the manuscript. In 1623, actor, j. h. kang dyer hamming and his plays, printed pairs folio 36 (including 20 is the first printed out the first pair of so-called "), the folio.Works,Shakespeare in the 20 ~ 1612 1590 year wrote 37 dramas (such as plus and darren Fletcher round robin"s two your kiss is 38), still have two long poem and 154 sonnets. He plays more based on historical records, novels, folklore and old scene of materials, etc. To reflect the feudal society and capitalist society, history of transition, publicize the reality of the bourgeoisie humanist thought and theory viewpoint. Due to the extensive reference on ancient drama, British drama and emerging European medieval art, on the one hand, the culture, the profound understanding of social life observation, grasp the pulse of The Times, so that Shakespeare to portray a number of vivid characters, broad, colorful picture of social life, and to grieve, poetic imagination and abound and unified in contradiction and rich life changing characteristics such as philosophy and critical spirit. 威廉·莎士比亚 莎士比亚（W. William Shakespeare；1564～1616）原名：爱德华·德·维尔（Edward De Vere）　　公元1564年4月23日生于英格兰斯特拉福镇－1616年5月3日（儒略历4月23日），英国著名剧作家、诗人，主要作品有《罗密欧与朱丽叶》、《哈姆雷特》等。 生平 　　伟大的英国剧作家、诗人威廉·莎士比亚1564年生于英国中部瓦维克郡埃文河畔斯特拉特福。其父约翰·莎士比亚是经营羊毛、皮革制造及谷物生意的杂货商，1565年任镇民政官，3年后被选为镇长。莎士比亚幼年在当地文法学校读书。他虽受过良好的基本教育，但是未上过大学。1582年，18岁的莎士比亚与同邻乡农家女26岁的安妮·哈瑟维结婚，不满21岁时已有了三个孩子。 　　1585～1592年间他的情况不详，被论者称为“失去的年头”。1585年后离开斯特拉特福，到伦敦谋生，1590年左右参加了剧团成为一名演员和剧作家，开始了他的舞台和创作生涯。他三十而立，蜚声剧坛，四年后就已经成了英国戏剧界的泰斗。1592年，剧院经理P.亨斯娄首先提到莎士比亚的剧作《亨利六世》上篇。同年，剧作家R.格林死前在《千悔得一智》中影射莎士比亚姓氏，并引用《亨利六世》下篇台词，骂莎士比亚是“一只暴发户式的乌鸦”，可见他当时已颇有名望。1593～1594年，他创作出版了两首长诗《维纳斯与阿多尼斯》和《鲁克丽丝受辱记》，先后献给了年轻贵族索桑普顿伯爵。他还写过一些杂诗和1609年出版的 154首十四行诗。从1594年开始，他所在的剧团受内侍大臣庇护，称为“宫廷大臣剧团”。1598年左右，他作为剧团股东同其他人合建了环球剧场，他以后的戏剧作品主要在这里公演（后来大约1609年增加了“黑衣修士剧场”）。他自己也随团进宫演出，偶尔还去大学和法律学校演戏；夏季或瘟疫流行，伦敦剧场停演时，就到外省演出。1598年大学人士F.米尔斯已在其《智慧的宝库》中，列举莎士比亚35岁以前的剧作，称赞他的喜剧、悲剧都“无与伦比”，能和古代第一流戏剧诗人们并称。但他生前没出版过自己的剧作。1596年，他以他父亲的名义申请到“绅士”称号和拥有纹章的权利,又先后3次购置了可观的房地产。1603年，詹姆士一世继位，他的剧团改称“国王供奉剧团”，他和团中演员被任命为御前侍从。1612年左右他告别伦敦回到家乡定居。1616年 4月23日病逝，葬于镇上的圣三一教堂。死前留有遗嘱。他的两个据说比较可靠的肖像是教堂中的半身塑像和德罗肖特画像，手迹则有 6份签名和《托马斯·莫尔爵士》一剧中三页手稿。1623年，演员J.海明和H.康代尔把他的剧作印成对开本，收进36出戏(其中20出是首次付印)，号称“第一对开本”。从1772年开始，有人对于莎剧的作者不断提出过疑问，并且企图证实作者是培根、C.马洛、勒特兰伯爵、牛津伯爵、德比伯爵等等，但都缺乏证据。 　　莎士比亚在伦敦住了二十多年，而在此期间他的妻子仍一直呆在斯特拉福。他在接近天命之年时隐退回归故里斯特拉福（1612年左右）。1616年莎士比亚在其五十二岁生日前后不幸去世，葬于圣三一教堂。死前留有遗嘱。他的两个据说比较可靠的肖像是教堂中的半身塑像和德罗肖特画像，手迹则有 6份签名和《托马斯·莫尔爵士》一剧中三页手稿。1623年，演员J.海明和H.康代尔把他的剧作印成对开本，收进36出戏(其中20出是首次付印)，号称“第一对开本”。 作品 　　莎士比亚在约1590～1612的20余年内共写了三十七部戏剧（如加上与弗莱彻合写的《两位贵亲》则是三十八部），还写有二首长诗和一百五十四首十四行诗。他的戏剧多取材于历史记载、小说、民间传说和老戏等已有的材料，反映了封建社会向资本主义社会过渡的历史现实，宣扬了新兴资产阶级的人道主义思想和人性论观点。由于一方面广泛借鉴古代戏剧、英国中世纪戏剧以及欧洲新兴的文化艺术，一方面深刻观察人生，了解社会，掌握时代的脉搏，故使莎士比亚得以塑造出众多栩栩如生的人物形象，描绘广阔的、五光十色的社会生活图景，并使之以悲喜交融、富于诗意和想象、寓统一于矛盾变化之中以及富有人生哲理和批判精神等特点著称。

在上一节 SpringCloud组件之Ribbon 中，实现了一个Ribbon的Helloword,使用的是Spring Eureka 和Spring Ribbon结合使用，并且使用Ribbon的默认轮询注册清单的负载均衡策略。 Ribbon参数配置通常有两种方式：全局配置和知道客户端配置 通用格式：ribbon.<key>=<value> key：表示参数名称 value：表示参数值 例如：全局配置Ribbon创建连接的超时时间 针对指定的服务进行配置 通用格式 <client>.ribbon.<key>=<value> key：表示参数名称 value：表示参数值 client：表示客户端服务的名称 例如：我们调用的Rest请求时是 http://hello-service/hello/hello ，现在我们来为服务hello-service服务指定他的实例清单（和注册中心中的服务清单一样） 下面将单独使用Spring Ribbon组件来介绍几种Ribbon负载均衡策略，单独使用Ribbon组件，不结合Eureka组件的不同之处在于，不能根据服务名称自动从Eureka的注册中心获取一个服务的实例清单，必须手动在配置文件中添加服务实例清单。 RandomRule策略：该策略实现了从服务实例清单中 随机选择 一个服务实例，作为请求服务对象。 首先创建一个SpringBoot的服务。 pom.xml application.yaml LoadBalanceController类 LoadBalanceMain类 启动main，在浏览器中输入 http://localhost:8015/loadbalance/hello ，多次请求，可以看到页面呈现不同的请求路径。而且这些请求都是随机出现，查看后台打印 RoundRobinRule：该策略实现了按照 线性轮询 的方式一次轮询服务清单上的每个服务实例。 结合上面的例子，修改两个部分，一个是application.yaml中 NFLoadBalancerRuleClassName: com.netflix.loadbalancer.RoundRobinRule 一个是LoadBalanceMain 中 修改ribbonRule()的返回值 RetryRule：该策略具备重试机制的实例选择功能，在给定时间内能够得到选择到具体的服务实例就返回，当超过时间还有没选到就返回null，参数maxRetryMillis控制这个超时时间。 WeightedResponseTimeRule：该策略是对RoundRobinRule的扩展，增加了根据实例的响应时间来计算权重，并从权重中选择对应的实例。该策略实现主要有三个核心内容 定时任务 WeightedResponseTimeRule策略在初始化的时候会启动一个定时任务，默认每隔30秒计算一次每个服务实例的权重 权重计算 累计所有实例的响应时间，得到总的totalResponseTime，然后为实例清单中的每个实例逐个计算权重，计算公式为 weightSoFar = weightSoFar + totalResponseTime - 该实例的平均响应时间 weightSoFar 起始为零 例子 有A，B，C，D四个实例，他们的平均响应时间是10,40,80,100， 计算总的响应时间10+40+80+100 =230 计算各个实例的权重 A: 230-10=220 B:220+(230-40)=410 C:410+(230-80)=560 D:560+(230-100)=690; 计算各个实例的权重区间 A:[0,220] B:(220,410] C:(410,560] D:(560,690) 实例选择 WeightedResponseTimeRule策略会在[0,最大权重值)之间随机选取一个数，然后在看这个数落在哪个实例的权重区间内，接着WeightedResponseTimeRule就会去选择该实例。 ClientConfigEnableRoundRobinRule：该策略一般不直接使用，有些高级的策略会继承该类，完成一些高级的策略，ClientConfigEnableRoundRobinRule策略默认使用 RoundRibinRule的线性轮询机制 BestAvailableRule策略继承ClientConfigEnableRoundRobinRule，通过遍历负载均衡中维护的所有服务实例，会过滤掉故障实例，并找出并发数请求数最小的实例，所以该策略的特性就是选出最空闲的实例 PredicateBasedRule策略继承ClientConfigEnableRoundRobinRule，该策略主要特性是“先过滤，在轮询”，也就是先过滤掉一些实例，得到过滤后的实例清单，然后轮询该实例清单，PredicateBasedRule中“过滤”功能没有实现，需要继承它的类完成，也就是说不同继承PredicateBasedRule的类有不同的“过滤特性” AvailabilityFilteringRule策略继承PredicateBasedRule策略的“先过滤，在轮询”特性， AvailabilityFilteringRule策略的过滤特性是 1：是否故障，即断路器是否生效已断开 2：实例的并发请求数大于阈值，默认2的32次方减一，该阈值可以通过 <clientName>.<nameSpace>.ActiveConnectionsLimit来设置，只要满足其中一个那么就会过滤掉

我们知道容器的特点是快速创建、快速销毁，Kubernetes Pod和容器一样只具有临时的生命周期，一个Pod随时有可能被终止或者漂移，随着集群的状态变化而变化，一旦Pod变化，则该Pod提供的服务也就无法访问，如果直接访问Pod则无法实现服务的连续性和高可用性，因此显然不能使用Pod地址作为服务暴露端口。 解决这个问题的办法和传统数据中心解决无状态服务高可用的思路完全一样，通过负载均衡和VIP实现后端真实服务的自动转发、故障转移。 这个负载均衡在Kubernetes中称为Service，VIP即Service ClusterIP，因此可以认为Kubernetes的Service就是一个四层负载均衡，Kubernetes对应的还有七层负载均衡Ingress，本文仅介绍Kubernetes Service。 这个Service就是由kube-proxy实现的，ClusterIP不会因为Podz状态改变而变，需要注意的是VIP即ClusterIP是个假的IP，这个IP在整个集群中根本不存在，当然也就无法通过IP协议栈无法路由，底层underlay设备更无法感知这个IP的存在，因此ClusterIP只能是单主机(Host Only）作用域可见，这个IP在其他节点以及集群外均无法访问。 Kubernetes为了实现在集群所有的节点都能够访问Service，kube-proxy默认会在所有的Node节点都创建这个VIP并且实现负载，所以在部署Kubernetes后发现kube-proxy是一个DaemonSet。 而Service负载之所以能够在Node节点上实现是因为无论Kubernetes使用哪个网络模型，均需要保证满足如下三个条件： 至少第2点是必须满足的，有了如上几个假设，Kubernetes Service才能在Node上实现，否则Node不通Pod IP也就实现不了了。 有人说既然kube-proxy是四层负载均衡，那kube-proxy应该可以使用haproxy、nginx等作为负载后端啊？ 事实上确实没有问题，不过唯一需要考虑的就是性能问题，如上这些负载均衡功能都强大，但毕竟还是基于用户态转发或者反向代理实现的，性能必然不如在内核态直接转发处理好。 因此kube-proxy默认会优先选择基于内核态的负载作为后端实现机制，目前kube-proxy默认是通过iptables实现负载的，在此之前还有一种称为userspace模式，其实也是基于iptables实现，可以认为当前的iptables模式是对之前userspace模式的优化。 本节接下来将详细介绍kube-proxy iptables模式的实现原理。 首先创建了一个ClusterIP类型的Service: 其中ClusterIP为10.106.224.41，我们可以验证这个IP在本地是不存在的: 所以 不要尝试去ping ClusterIP，它不可能通的 。 此时在Node节点192.168.193.172上访问该Service服务，首先流量到达的是OUTPUT链，这里我们只关心nat表的OUTPUT链： 该链跳转到 KUBE-SERVICES 子链中: 我们发现与之相关的有两条规则： 其中 KUBE-SVC-RPP7DHNHMGOIIFDC 子链规则如下: 这几条规则看起来复杂，其实实现的功能很简单: 我们查看其中一个子链 KUBE-SEP-FTIQ6MSD3LWO5HZX 规则: 可见这条规则的目的是做了一次DNAT，DNAT目标为其中一个Endpoint，即Pod服务。 由此可见子链 KUBE-SVC-RPP7DHNHMGOIIFDC 的功能就是按照概率均等的原则DNAT到其中一个Endpoint IP，即Pod IP，假设为10.244.1.2， 此时相当于: 接着来到POSTROUTING链: 这两条规则只做一件事就是只要标记了 0x4000/0x4000 的包就一律做MASQUERADE（SNAT)，由于10.244.1.2默认是从flannel.1转发出去的，因此会把源IP改为flannel.1的IP 10.244.0.0 。 剩下的就是常规的走Vxlan隧道转发流程了，这里不再赘述，感兴趣的可以参考我之前的文章 浅聊几种主流Docker网络的实现原理 。 接下来研究下NodePort过程，首先创建如下Service: 其中Service的NodePort端口为30419。 假设有一个外部IP 192.168.193.197，通过 192.168.193.172:30419 访问服务。 首先到达PREROUTING链: PREROUTING的规则非常简单，凡是发给自己的包，则交给子链 KUBE-NODEPORTS 处理。注意前面省略了判断ClusterIP的部分规则。 KUBE-NODEPORTS 规则如下: 这个规则首先给包打上标记 0x4000/0x4000 ，然后交给子链 KUBE-SVC-RPP7DHNHMGOIIFDC 处理， KUBE-SVC-RPP7DHNHMGOIIFDC 刚刚已经见面过了，其功能就是按照概率均等的原则DNAT到其中一个Endpoint IP，即Pod IP，假设为10.244.1.2。 此时发现10.244.1.2不是自己的IP，于是经过路由判断目标为10.244.1.2需要从flannel.1发出去。 接着到了 FORWARD 链， FORWARD表在这里只是判断下，只允许打了标记 0x4000/0x4000 的包才允许转发。 最后来到 POSTROUTING 链，这里和ClusterIP就完全一样了，在 KUBE-POSTROUTING 中做一次 MASQUERADE (SNAT)，最后结果: 我们发现基于iptables模式的kube-proxy ClusterIP和NodePort都是基于iptables规则实现的，我们至少发现存在如下几个问题： 本文接下来将介绍kube-proxy的ipvs实现，由于本人之前也是对ipvs很陌生，没有用过，专门学习了下ipvs，因此在第二章简易介绍了下ipvs，如果已经很熟悉ipvs了，可以直接跳过，这一章和Kubernetes几乎没有任何关系。 另外由于本人对ipvs也是初学，水平有限，难免出错，欢迎指正！ 我们接触比较多的是应用层负载均衡，比如haproxy、nginx、F5等，这些负载均衡工作在用户态，因此会有对应的进程和监听socket，一般能同时支持4层负载和7层负载，使用起来也比较方便。 LVS是国内章文嵩博士开发并贡献给社区的（ 章文嵩博士和他背后的负载均衡帝国 )，主要由ipvs和ipvsadm组成，ipvs是工作在内核态的4层负载均衡，和iptables一样都是基于内核底层netfilter实现，netfilter主要通过各个链的钩子实现包处理和转发。ipvsadm和ipvs的关系，就好比netfilter和iptables的关系，它运行在用户态，提供简单的CLI接口进行ipvs配置。 由于ipvs工作在内核态，直接基于内核处理包转发，所以最大的特点就是性能非常好。又由于它工作在4层，因此不会处理应用层数据，经常有人问ipvs能不能做SSL证书卸载、或者修改HTTP头部数据，显然这些都不可能做的。 我们知道应用层负载均衡大多数都是基于反向代理实现负载的，工作在应用层，当用户的包到达负载均衡监听器listening后，基于一定的算法从后端服务列表中选择其中一个后端服务进行转发。当然中间可能还会有一些额外操作，最常见的如SSL证书卸载。 而ipvs工作在内核态，只处理四层协议，因此只能基于路由或者NAT进行数据转发，可以把ipvs当作一个特殊的路由器网关，这个网关可以根据一定的算法自动选择下一跳，或者把ipvs当作一个多重DNAT，按照一定的算法把ip包的目标地址DNAT到其中真实服务的目标IP。针对如上两种情况分别对应ipvs的两种模式–网关模式和NAT模式，另外ipip模式则是对网关模式的扩展，本文下面会针对这几种模式的实现原理进行详细介绍。 ipvsadm命令行用法和iptables命令行用法非常相似，毕竟是兄弟，比如 -L 列举， -A 添加， -D 删除。 但是其实ipvsadm相对iptables命令简直太简单了，因为没有像iptables那样存在各种table，table嵌套各种链，链里串着一堆规则，ipvsadm就只有两个核心实体，分别为service和server，service就是一个负载均衡实例，而server就是后端member,ipvs术语中叫做real server，简称RS。 如下命令创建一个service实例 172.17.0.1:32016 ， -t 指定监听的为 TCP 端口， -s 指定算法为轮询算法rr(Round Robin)，ipvs支持简单轮询(rr)、加权轮询(wrr)、最少连接(lc)、源地址或者目标地址散列(sh、dh)等10种调度算法。 然后把10.244.1.2:8080、10.244.1.3:8080、10.244.3.2:8080添加到service后端member中。 其中 -t 指定service实例， -r 指定server地址， -w 指定权值， -m 即前面说的转发模式，其中 -m 表示为 masquerading ，即NAT模式， -g 为 gatewaying ，即直连路由模式， -i 为 ipip ,ji即IPIP隧道模式。 与iptables-save、iptables-restore对应的工具ipvs也有ipvsadm-save、ipvsadm-restore。 NAT模式由字面意思理解就是通过NAT实现的，但究竟是如何NAT转发的，我们通过实验环境验证下。 现环境中LB节点IP为192.168.193.197，三个RS节点如下: 为了模拟LB节点IP和RS不在同一个网络的情况，在LB节点中添加一个虚拟IP地址: 创建负载均衡Service并把RS添加到Service中: 这里需要注意的是，和应用层负载均衡如haproxy、nginx不一样的是，haproxy、nginx进程是运行在用户态，因此会创建socket，本地会监听端口，而 ipvs的负载是直接运行在内核态的，因此不会出现监听端口 : 可见并没有监听10.222.0.1:8080 Socket 。 Client节点IP为192.168.193.226，为了和LB节点的虚拟IP 10.222.0.1通，我们手动添加静态路由如下: 此时Client节点能够ping通LB节点VIP: 可见Client节点到VIP的链路没有问题，那是否能够访问我们的Service呢？ 我们验证下: 非常意外的结果是并不通。 在RS节点抓包如下: 我们发现数据包的源IP为Client IP，目标IP为RS IP，换句话说，LB节点IPVS只做了DNAT，把目标IP改成RS IP了，而没有修改源IP。此时虽然RS和Client在同一个子网，链路连通性没有问题，但是由于Client节点发出去的包的目标IP和收到的包源IP不一致，因此会被直接丢弃，相当于给张三发信，李四回的信，显然不受信任。 既然IPVS没有给我们做SNAT，那自然想到的是我们手动做SNAT，在LB节点添加如下iptables规则： 再次检查Service是否可以访问: 服务依然不通。并且在LB节点的iptables日志为空: 也就是说，ipvs的包根本不会经过iptables nat表POSTROUTING链？ 那mangle表呢？我们打开LOG查看下: 此时查看日志如下： 我们发现在mangle表中可以看到DNAT后的包。 只是可惜mangle表的POSTROUTING并不支持NAT功能: 对比Kubernetes配置发现需要设置如下系统参数: 再次验证： 终于通了，查看RS抓包： 如期望，修改了源IP为LB IP。 原来需要配置 net.ipv4.vs.conntrack=1 参数，这个问题折腾了一个晚上，不得不说目前ipvs的文档都太老了。 前面是通过手动iptables实现SNAT的，性能可能会有损耗，于是如下开源项目通过修改lvs直接做SNAT: 除了SNAT的办法，是否还有其他办法呢？想想我们最初的问题，Client节点发出去的包的目标IP和收到的包源IP不一致导致包被丢弃，那解决问题的办法就是把包重新引到LB节点上，只需要在所有的RS节点增加如下路由即可: 此时我们再次检查我们的Service是否可连接: 结果没有问题。 不过我们是通过手动添加Client IP到所有RS的明细路由实现的，如果Client不固定，这种方案仍然不太可行，所以通常做法是干脆把所有RS默认路由指向LB节点，即把LB节点当作所有RS的默认网关。 由此可知，用户通过LB地址访问服务，LB节点IPVS会把用户的目标IP由LB IP改为RS IP，源IP不变，包不经过iptables的OUTPUT直接到达POSTROUTING转发出去，包回来的时候也必须先到LB节点，LB节点把目标IP再改成用户的源IP，最后转发给用户。 显然这种模式来回都需要经过LB节点，因此又称为双臂模式。 网关模式（Gatewaying）又称为直连路由模式（Direct Routing）、透传模式， 所谓透传即LB节点不会修改数据包的源IP、端口以及目标IP、端口 ，LB节点做的仅仅是路由转发出去，可以把LB节点看作一个特殊的路由器网关，而RS节点则是网关的下一跳，这就相当于对于同一个目标地址，会有多个下一跳，这个路由器网关的特殊之处在于能够根据一定的算法选择其中一个RS作为下一跳，达到负载均衡和冗余的效果。 既然是通过直连路由的方式转发，那显然LB节点必须与所有的RS节点在同一个子网，不能跨子网，否则路由不可达。换句话说， 这种模式只支持内部负载均衡(Internal LoadBalancer) 。 另外如前面所述，LB节点不会修改源端口和目标端口，因此这种模式也无法支持端口映射，换句话说 LB节点监听的端口和所有RS节点监听的端口必须一致 。 现在假设有LB节点IP为 192.168.193.197 ，有三个RS节点如下: 创建负载均衡Service并把RS添加到Service中: 注意到我们的Service监听的端口30620和RS的端口是一样的，并且通过 -g 参数指定为直连路由模式(网关模式)。 Client节点IP为192.168.193.226，我们验证Service是否可连接： 我们发现并不通，在其中一个RS节点192.168.193.172上抓包: 正如前面所说，LB是通过路由转发的，根据路由的原理，源MAC地址修改为LB的MAC地址，而目标MAC地址修改为RS MAC地址，相当于RS是LB的下一跳。 并且源IP和目标IP都不会修改。问题就来了，我们Client期望访问的是RS，但RS收到的目标IP却是LB的IP，发现这个目标IP并不是自己的IP，因此不会通过INPUT链转发到用户空间，这时要不直接丢弃这个包，要不根据路由再次转发到其他地方，总之两种情况都不是我们期望的结果。 那怎么办呢？为了让RS接收这个包，必须得让RS有这个目标IP才行。于是不妨在lo上添加个虚拟IP，IP地址伪装成LB IP 192.168.193.197: 问题又来了，这就相当于有两个相同的IP，IP重复了怎么办？办法是隐藏这个虚拟网卡，不让它回复ARP，其他主机的neigh也就不可能知道有这么个网卡的存在了，参考 Using arp announce/arp ignore to disable ARP 。 此时再次从客户端curl: 终于通了。 我们从前面的抓包中知道，源IP为Client IP 192.168.193.226，因此直接回包给Client即可，不可能也不需要再回到LB节点了，即A->B,B->C，C->A，流量方向是三角形状的，因此这种模式又称为三角模式。 我们从原理中不难得出如下结论： 前面介绍了网关直连路由模式，要求所有的节点在同一个子网，而ipip隧道模式则主要解决这种限制，LB节点IP和RS可以不在同一个子网，此时需要通过ipip隧道进行传输。 现在假设有LB节点IP为 192.168.193.77/25 ，在该节点上增加一个VIP地址: ip addr add 192.168.193.48/25 dev eth0 有三个RS节点如下: 如上三个RS节点子网掩码均为255.255.255.128，即25位子网，显然和VIP 192.168.193.48/25不在同一个子网。 创建负载均衡Service并把RS添加到Service中: 注意到我们的Service监听的端口30620和RS的端口是一样的，并且通过 -i 参数指定为ipip隧道模式。 在所有的RS节点上加载ipip模块以及添加VIP(和直连路由类型）: Client节点IP为192.168.193.226/25，我们验证Service是否可连接： Service可访问，我们在RS节点上抓包如下： 我们发现和直连路由一样，源IP和目标IP没有修改。 所以IPIP模式和网关(Gatewaying)模式原理基本一样，唯一不同的是网关(Gatewaying)模式要求所有的RS节点和LB节点在同一个子网，而IPIP模式则可以支持跨子网的情况，为了解决跨子网通信问题，使用了ipip隧道进行数据传输。 ipvs是一个内核态的四层负载均衡，支持NAT、Gateway以及IPIP隧道模式，Gateway模式性能最好，但LB和RS不能跨子网，IPIP性能次之，通过ipip隧道解决跨网段传输问题，因此能够支持跨子网。而NAT模式没有限制，这也是唯一一种支持端口映射的模式。 我们不难猜想，由于Kubernetes Service需要使用端口映射功能，因此kube-proxy必然只能使用ipvs的NAT模式。 使用kubeadm安装Kubernetes可参考文档 Cluster Created by Kubeadm ，不过这个文档的安装配置有问题 kubeadm #1182 ，如下官方配置不生效: 需要修改为如下配置: 可以通过如下命令确认kube-proxy是否修改为ipvs: 创建一个ClusterIP类似的Service如下: ClusterIP 10.96.54.11为我们查看ipvs配置如下： 可见ipvs的LB IP为ClusterIP，算法为rr，RS为Pod的IP。 另外我们发现使用的模式为NAT模式，这是显然的，因为除了NAT模式支持端口映射，其他两种均不支持端口映射，所以必须选择NAT模式。 由前面的理论知识，ipvs的VIP必须在本地存在，我们可以验证: 可见kube-proxy首先会创建一个dummy虚拟网卡kube-ipvs0，然后把所有的Service IP添加到kube-ipvs0中。 我们知道基于iptables的Service，ClusterIP是一个虚拟的IP，因此这个IP是ping不通的，但ipvs中这个IP是在每个节点上真实存在的，因此可以ping通: 当然由于这个IP就是配置在本地虚拟网卡上，所以对诊断问题没有一点用处的。 我们接下来研究下ClusterIP如何传递的。 当我们通过如下命令连接服务时: 此时由于10.96.54.11就在本地，所以会以这个IP作为出口地址，即源IP和目标IP都是10.96.54.11，此时相当于: 其中xxxx为随机端口。 然后经过ipvs，ipvs会从RS ip列中选择其中一个Pod ip作为目标IP，假设为10.244.2.2: 我们从iptables LOG可以验证: 我们查看OUTPUT安全组规则如下: 其中ipsetj集合 KUBE-CLUSTER-IP 保存着所有的ClusterIP以及监听端口。 如上规则的意思就是除了Pod以外访问ClusterIP的包都打上 0x4000/0x4000 。 到了POSTROUTING链: 如上规则的意思就是只要匹配mark 0x4000/0x4000 的包都做SNAT，由于10.244.2.2是从flannel.1出去的，因此源ip会改成flannel.1的ip 10.244.0.0 ： 最后通过Vxlan 隧道发到Pod的Node上，转发给Pod的veth，回包通过路由到达源Node节点，源Node节点通过之前的MASQUERADE再把目标IP还原为10.96.54.11。 查看Service如下： Service kubernetes-bootcamp-v1的NodePort为32016。 现在假设集群外的一个IP 192.168.193.197访问192.168.193.172:32016: 最先到达PREROUTING链: 如上4条规则看起来复杂，其实就做一件事，如果目标地址为NodeIP，则把包标记 0x4000 ， 0x4000 。 我们查看ipvs: 我们发现和ClusterIP实现原理非常相似，ipvs Service的VIP为Node IP，端口为NodePort。ipvs会选择其中一个Pod IP作为DNAT目标，这里假设为10.244.3.2： 剩下的到了POSTROUTING链就和Service ClusterIP完全一样了，只要匹配 0x4000/0x4000 的包就会做SNAT。 Kubernetes的ClusterIP和NodePort都是通过ipvs service实现的，Pod当作ipvs service的server，通过NAT MQSQ实现转发。 简单来说kube-proxy主要在所有的Node节点做如下三件事: 使用ipvs作为kube-proxy后端，不仅提高了转发性能，结合ipset还使iptables规则变得更“干净”清楚，从此再也不怕iptables。 更多关于kube-proxy ipvs参考 IPVS-Based In-Cluster Load Balancing Deep Dive . 本文首先介绍了kube-proxy的功能以及kube-proxy基于iptables的实现原理，然后简单介绍了ipvs，了解了ipvs支持的三种转发模式，最后介绍了kube-proxy基于ipvs的实现原理。 ipvs是专门设计用来做内核态四层负载均衡的，由于使用了hash表的数据结构，因此相比iptables来说性能会更好。基于ipvs实现Service转发，Kubernetes几乎能够具备无限的水平扩展能力。随着Kubernetes的部署规模越来越大，应用越来越广泛，ipvs必然会取代iptables成为Kubernetes Service的默认实现后端。 转自 https://zhuanlan.zhihu.com/p/94418251

open feign3.0开始就不支持Ribbon了 所以只能用loadbalancer spring-cloud-loadbalancer 官网文档 首先说明一下 spring cloud loadbalancer 是可以单独使用的 但通常我们会和consul等注册中心一起使用 这样我们就不用写死配置了（配置集群里面有哪些服务） 还有这个版本与OpenFeign 和 consul配合使用是不需要做任何配置的 并且spring-cloud-loadbalancer 是 spring-cloud-commons的一个子项目 spring.factories 功能： 首先在spring-cloud-commons包下也有个叫LoadBalancerAutoConfiguration的配置类，这个配置类会在它前面执行 功能： 请先读一下这篇文章： spring boot open feign 客户端调用过程 会知道OpenFeign发起请求前会调用BlockingLoadBalancerClient.choose选择一个服务端 上面也提到了BlockingLoadBalancerClient 它的加载过程。 接下来看看它的 实现 从 loadBalancerClientFactory 里取得服务列表 但我们提到了，我们并没有主动的创建服务器列表。 而是通过consul取得的，那么是什么时候取得的呢？ 读一下： spring boot consul 客户端加载过程 我们能知道 consul是在web服务器启动完成后，才向注册中心发起注册的 也就是在这之前LoadBalancerClientFactory 一直是空的 所以是调用choose方法的时候才去拉取consul 上的服务器列表 所以我们看下：ReactiveLoadBalancer.choose 它是一个接口，看一下它有哪些实现 共两个实现： 1，RoundRobinLoadBalancer 2，RandomLoadBalancer 这里的ReactiveLoadBalancer实际上是RoundRobinLoadBalancer（默认的） 但我们在 spring-cloud-loadbalancer的spring.factories 并没有发现RoundRobinLoadBalancer的初始化 不过我们发现它是从 loadBalancerClientFactory里取出来的 继承自：NamedContextFactory：真正创建ReactiveLoadBalancer对象 实现了：ReactiveLoadBalancer.Factory。看名字就知道，它就是用来创建ReactiveLoadBalancer 的，但它是委托给了NamedContextFactory 来做的 看一下NamedContextFactory是怎么做的 可以看到 先getContext(name) 没有的化就createContext 然后就是这句 defaultConfigType是LoadBalancerClientConfiguration context将LoadBalancerClientConfiguration注册到上下文环境中 然后context.refresh(); LoadBalancerClientConfiguration的对象就创建出来了（spring.fatories里是没有它的） 可以看到 这里创建了 RoundRobinLoadBalancer 为什么要用NamedContextFactory这样创建 因为，道理很简单，spring-cloud-balancer要为每一个rpc客户端创建一个自己的上下文环境包含自己的配置 用服务名去取，这个serviceId在OpenFeign， Loadbalancer，Consul里是一致的 然后这里还创建了ServiceInstanceListSupplier 看这句，创建这个类的时候用到了DiscoveryClient，还把它们缓存了起来 这里context：ConfigurableApplicationContext包含ConsuDiscoveryClient 这里用到了BiFunciton，大家可以自己去查一下怎么用 DiscoveryClientServiceInstanceListSupplier 这里还用到了 Flux 大家可以自己去看 主要是这句 这里的delegate就是ConsulDiscoveryClient 然后就回到RoundRobinLoadBalancer 这个类其实很简单，就是取到服务器列表，然后一个简单的轮询

robin[英]["ru0252bu026an][美][u02c8rɑbu026an]n.知更鸟，鸫; （签名者不分先后，以避免受责的）圆形签名抗议书（或请愿书）; 复数：robins例句:1.Of course to me it"s a robin that"s the "harbinger of spring." 当然，对我个人而言，知更鸟（robin）才是“报春使者”。2.The notion that one particular robin might, due to a genetic mutation, be better than other robins at evading capture by cats is difficult to grasp. 有种说法是一只特定的知更鸟因为基因变异，在躲避被猫抓捕时比另外的知更鸟更难被抓住。

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这么长，翻译是需要时间的，对不起！

裁判员的裁判原则：在活球期中眼睛要盯住球，思想要高度集中于比赛。对所有的判决和报分，声音要响亮清楚。 除以下情况外，裁判员不作宣布：发球失误、脚误、在活球期内球被打出场外、球被打在网上、任何一方运动员击球犯规、球弹跳两次后打球、外界干扰比赛裁判员宣布"重发球"。 （1）裁判员在得到司线员协助时使用下列术语 当第一次发球失误，裁判员重复司线员宣布的"失误"。 当第二次发球失误，司线员再宣布"失误"，裁判员这时应报"双误"。 当发出擦网好球时，网上裁判员宣布"重发球"，裁判员应重复"重发球"。 如果球被连击两次、球在过网之前被拦截、在活球期内运动员用任何方式触网、在活球期内运动员的衣服或佩带物触网、运动员衣服或佩带物落入对方场区，则宣布"击球犯规"。 当司线员宣布"出界"、"脚误"或"重发球"时，裁判员只是重复其宣布的术语，而不要增添术语的用词。也就是不用报"已被判脚误"等类似语言，只是重复司线员所宣布的术语即可。 遇到一方得分或失分时，该比分就应登记在记分表上，然后宣布发球员得分，要始终宣布发球员的得分，例如：15比零、15乎、15比30、30平、40比30．平分（不得报40平，也不得说"各15"或"各30"）。 宣布"发球占先"或"接球占先"时不能报"击球员占先"或"某某占先"。 遇裁判员只有一个人单独工作，而没有司线员协助时，他当然要承担在其裁判椅上力所能及的某些司线员的职责。 （2）司线员对如下问题有直接宣布和判决的职责 关于发球——如果第一次发球宣布"失误"，第二次发球仍报"失误"，而不报"双误"（裁判员报） 一个球被打到场外则宣布"出界"，而不报"界外"、"界冲球"等。 当发出擦网好球时，宣布"重发球"，而不报"擦网球"。 脚误裁判员或没有设脚误裁判员而是由底线司线员兼任，对每一次犯规动作可宣布"脚误"而应报"第一次发球脚误"或"第二次发球脚误"。 司线员意识到他所作的判决不正确时，应立即宣布"更正判决"，并使裁判员看到他所处的位置。司线员的视线可能被运动员所阻挡，以至于他不能对靠近他的线作出判断，他应立即起立，用～只手在眼前晃动，同时宣布"视线被遮"。这时裁判员应根据规则作出相应决定。如果按照发球司线员所宣布的"失误"进行登记，则对网上裁判员所宣布的"重发球"应予否决。

linux0.11内核中进程调度算法FIFO怎么实现Linux内核中用task指代一切进程和线程。调度的作用是安排所有可以运行的进程在CPU上的运行时间和次序内核中主要有两类调度算法。其中的实时调度算法中，对task有优先级的概念，同一优先级内的进程可以按照FIFO或RoundRobin的算法进行调度。这两种算法都需要维护一个可运行进程的队列。

苹果派，这种食物是非常好吃的，可以进行品尝，也可以吃波士顿龙虾。

问题一：传输系统英语怎么说？ Nature"s spring color type 问题二：传送用英文怎么说 set off 问题三：传递用英语怎么说 Transfer 传递爱 Transfer love send you love pass your love on 问题四：速率的英文什么传输速率 英文怎么说 速率 速率 rate 双语对照 速率[sù lǜ] 词典 rate; speed; velocity; tempo 问题五：传送的英文 难道不是pass？ 问题六：“传播”用英语怎么说？ spread 问题七：文件传输的有点慢英语怎么说 The tran *** ission of files is a little slow. 问题八：我在传照片 英文怎么说 I"m uploa骸ing a/the photo. I"m uploading my/the photos. 问题九：用英语怎么说 给你个全的这些都会了基本就能听懂英文解说了 firsthalf??上半场 internal中场休息 secondhalf下半场 allowance补时 extratime加时 choiceofendsandthekick-offaredecidedbythetossofacoin掷币挑边和开球 kickoff开球 kick-off-time开赛时间 closegamewithlongforwardpasses长传急攻 shortpass短传 binationpassed短传配合 doublepass二过一 drivedowntheside-line *** eforecenteringtheball沉底传中 pass-andreceivebinations传接配合 center传中 crosspass横传 one-touchpass一脚球 groundpass地面传球 scissorskick倒钩球 loftedball高吊球 headball顶球 ferocioustackle拼抢 block堵截 support策应 sidetackle侧面抢截 dashforward插上 excessivedribbling盘带过多 pincer *** ovement两翼包抄 playmaker进攻组织者 outflank边路进攻 fastbreak快攻 volleyshot凌空射门 man-for-manmarking盯人防守 fillgap补位 balancingdefense防守补位 “blanket”defense密集防守 offside越位 tripopponent绊人 chargeopponet冲撞 chargeopponentfrombehind背后铲人 faircharge合理冲撞 sendoffthefieldofplay将球员驱逐出场 tackl铲球 penalty-mark罚点球点 takekick主罚点球 suddendeath突然死亡法 determinethewinnerbypenaltykicks以点球决胜负 makespace制造空档 off-sidetrap造越位战术 totalplay全攻全过打法 Football,soccer,Associationfootball足球 杯赛 Cup杯 FIFA国际足联 arch-rival主要对手 defendingchampion卫冕冠军 qualifyforthenextround出线 eliminate淘汰 finaleight前八强 favourists夺标热门 darkhorse黑马、爆冷门 Underdog-黑马 grouproundrobin小组循环赛 grouppreliminaries小组预赛 联赛 league联赛 ranking排名次，名次 aggregatescore总积分 leaguetable联赛积分表 awayground客场场地 awaymatch客场比赛 onahomeandawaybasis主客场制 hometeam主队 visitersteam客队 promotion升级 relegation降级 firstdivisionteam甲级队 seconddivision乙级队 goldenball金球 goldenboots金靴奖 topscorer得分最高的队员 transfer转会 其它比赛 warminguppetition热身赛 charitysoccermatch慈善足球赛 returnleg回访赛 exhibi......>>

用英语怎么说 给你个全的这些都会了基本就能听懂英文解说了 firsthalf??上半场 internal中场休息 secondhalf下半场 allowance补时 extratime加时 choiceofendsandthekick-offaredecidedbythetossofacoin掷币挑边和开球 kickoff开球 kick-off-time开赛时间 closegamewithlongforwardpasses长传急攻 shortpass短传 binationpassed短传配合 doublepass二过一 drivedowntheside-line *** eforecenteringtheball沉底传中 pass-andreceivebinations传接配合 center传中 crosspass横传 one-touchpass一脚球 groundpass地面传球 scissorskick倒钩球 loftedball高吊球 headball顶球 ferocioustackle拼抢 block堵截 support策应 sidetackle侧面抢截 dashforward插上 excessivedribbling盘带过多 pincer *** ovement两翼包抄 playmaker进攻组织者 outflank边路进攻 fastbreak快攻 volleyshot凌空射门 man-for-manmarking盯人防守 fillgap补位 balancingdefense防守补位 “blanket”defense密集防守 offside越位 tripopponent绊人 chargeopponet冲撞 chargeopponentfrombehind背后铲人 faircharge合理冲撞 sendoffthefieldofplay将球员驱逐出场 tackl铲球 penalty-mark罚点球点 takekick主罚点球 suddendeath突然死亡法 determinethewinnerbypenaltykicks以点球决胜负 makespace制造空档 off-sidetrap造越位战术 totalplay全攻全过打法 Football,soccer,Associationfootball足球 杯赛 Cup杯 FIFA国际足联 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kick倒钩球 lofted ball高吊球 head ball顶球 ferocious tackle拼抢 block堵截 support策应 side tackle侧面抢截 dash forward插上 excessive dribbling盘带过多 pincers movement两翼包抄 playmaker进攻组织者 outflank边路进攻 fast break快攻 volley shot凌空射门 man-for-man marking盯人防守 fill gap 补位 balancing defense防守补位 “blanket” defense 密集防守 off side越位 trip opponent绊人 charge opponet 冲撞 charge opponent from behind背后铲人 fair charge合理冲撞 send off the field of play将球员驱逐出场 tackl铲球 penalty-mark罚点球点 take kick主罚点球 sudden death突然死亡法 determine the winner by penalty kicks以点球决胜负 make space 制造空档 off-side trap造越位战术 total play全攻全过打法 Football, soccer, Association football 足球 杯赛 Cup 杯 FIFA 国际足联 arch-rival 主要对手 defending champion 卫冕冠军 qualify for the next round 出线 eliminate 淘汰 final eight 前八强 favourists 夺标热门 dark horse 黑马、爆冷门 Underdog - 黑马 group round robin 小组循环赛 group preliminaries 小组预赛 联赛 league 联赛 ranking 排名次，名次 aggregate score 总积分 league table 联赛积分表 away ground 客场场地 away match 客场比赛 on a home and away basis 主客场制 home team 主队 visiters team 客队 promotion 升级 relegation 降级 first division team 甲级队...... 欧文用英语怎么写? 是指英国球员欧文吗？ 个人资料 全名：迈克尔.詹姆斯.欧文(Michael James Owen) 暱称：米杰特.杰姆(Midget Gem) 生日：1979年12月14日 身高：5英尺8英寸(1.76米) 体重：10st91b(70千克) 百米速度：10秒9 眼睛颜色：棕绿色 出生地：英国的切斯特(Chester) 现居地：哈瓦登(Hawarden) 学历：艾德索中学(Idsall High School) 资格：10 GCSE"S 成为利物浦的队员：1996年作为YTS Pro 初次登场：1997年5月对温布尔登的比赛 第一个进球：1997年5月对温布尔登的比赛 参加的第一场国际比赛：1997年2月对智利(成为英格兰历史上最年轻的国家队队员，年仅18岁59天) 第一个国际比赛的入球：1998年对摩洛哥 获得的奖项：97年度年轻队员奖(Young Player of the Year for"97) 拥有的车：一辆蓝色宝马和红色美洲豹 欧文之最 最喜欢的颜色：红色 最喜欢的饮料：百事可乐 最喜欢的菜肴：比萨饼 鱼糊 最喜欢的食物：中国菜 最喜欢的电影：Cool Running 最理想的家庭旅行目的地：加勒比海 最理想的车：Jaguar XKR 最有趣的歌：给利物浦前队友梅耶尔(Erik Meijer)的一首歌“He"s Dutch, He"s Red, He"s off his ****ing head” 心目中最好的球场：温布利大球场(Wimbley) 年幼时最珍爱的签名：伊安.鲁什(Ian Rush) 心目中最佳的英格兰国家队：1990年打入意大利世界杯4强的英格兰队 最喜欢的VCD：《迈克尔.欧文射门集锦》 最满意的进球：1994年英格兰学院男孩队(School Boys)对苏格兰的比赛中 (也许已经变了) 最满意的部分：笑容 最喜欢的体育运动：足球、乒乓球、高尔夫球 最喜欢的乐队：闪电种子(Lighting Staffordshire Bull Terrier) 备忘录 欧文，生于1979年12月14日切斯特的切斯特医院 (Countess of Chester Hospital)。切斯特只有十二万人口，是一个宁静的小镇，不说不知道，切斯特的美术和建筑由中古时代已是闻名世界。因为欧文，令这个小镇更加令人注目。 大约两岁的欧文，刚懂得步行便懂得踢足球，他第一次踢足球是和两位哥哥一起踢。由于两位哥的球技十分了得，欧文从小便想和两位哥哥一样，也能成为一位职业足球员，就像他的父亲一样。 在欧文7岁时得到了他的第一对足球鞋，而且在那时加入了他的第一对球队—Hawarden Pathfinders Cubs，开始他的足球生涯。在球队里欧文的技术和速度令到很多人注意他。 8岁的欧文在学校里的联赛第一赛季打入了97球，成了校内联赛的纪录，欧文当时踢的位置竟然是中场，但在十二场比赛中入了30球之多，让当时很多大球会注意他。球队内的教练更派他代表郡外出参加联赛，在郡的联赛他一季入了98球，打破了利物浦名宿鲁什 (Ian Rush) 的记录。当时阿森纳、切尔西、热刺等大球会也希望签到欧文，但欧文最后决定了利物浦。因为当时的欧文还小，而利物浦离切斯特比较近。 欧文14岁便被派到列特梳尔足球学校里读书两年，欧文当时是年龄最小的。 在15岁生日那年 (1995年) 利物浦正式签了欧文，欧文的职业足球生涯正式开始。收...... 说 猜字谜 谜面：一人 ,猜一个字[看谜底] 谜面：一人一张口,口下长只手,猜一字[看谜底] 谜面：一人在内,猜一字[看谜底] 谜面：一人挑两小人,猜一字[看谜底] 谜面：一人腰上挂把弓,猜一字[看谜底] 谜面：一口吃掉牛尾巴,猜一个字[看谜底] 谜面：一口咬定,猜一字[看谜底] 谜面：一大二小,猜一个字[看谜底] 谜面：一斗米,猜一个字[看谜底] 谜面：一月七日,猜一个字[看谜底] 谜面：一加一,猜一字[看谜底] 谜面：一半儿,猜一个字[看谜底] 谜面：一字十三点,难在如何点 ,猜一个字[看谜底] 谜面：一百减一 ,猜一个字[看谜底] 谜面：一夜又一夜,猜一字[看谜底] 谜面：一个人搬两个土 ,猜一个字[看谜底] 谜面：一个礼拜 ,猜一个字[看谜底] 谜面：一家十一口,猜一字[看谜底] 谜面：一家有七口,种田种一亩,自己吃不够,还养一条狗 ,猜一个字[看谜底] 谜面：一根木棍,吊个方箱,一把梯子,搭在中央 ,猜一个字[看谜底] 谜面：一只牛,猜一个字[看谜底] 谜面：一只狗四个口,猜一个字[看谜底] 谜面：一一箭穿心,猜一字[看谜底] 谜面：一点一横长,一撇到南洋,南洋有个人,只有一寸长,猜一个字[看谜底] 谜面：一边是水,一边是山,猜一个字[看谜底] 谜面：一边是红,一边是绿,一边喜风,一边喜雨,猜一个字[看谜底] 谜面：七人八只眼,猜一个字[看谜底] 谜面：七人头上长了草,猜一字[看谜底] 谜面：七十二小时,猜一个字[看谜底] 谜面：七个人有八只眼,十人亦有八只眼,西洋人也眼八只,家母同样眼八只,猜四个字[看谜底] 谜面：九十九,猜一字[看谜底] 谜面：九只鸟,猜一个字[看谜底] 谜面：九号,猜一字[看谜底] 谜面：九辆车,猜一个字[看谜底] 谜面：九点,猜一字[看谜底] 谜面：二八佳人 ,猜一个字[看谜底] 谜面：二小姐 ,猜一个字[看谜底] 谜面：二兄弟,各自立 ,猜一个字[看谜底] 谜面：人不在其位 ,猜一个字[看谜底] 谜面：人有他则变大,猜一个字[看谜底] 谜面：人我不分,猜一个字[看谜底] 谜面：人都到了 ,猜一个字[看谜底] 谜面：人无寸铁,猜一个字[看谜底] 谜面：人无信不立,猜一字[看谜底] 谜面：八十八 ,猜一个字[看谜底] 谜面：八兄弟同赏月,猜一个字[看谜底] 谜面：刀出鞘,猜一字[看谜底] 谜面：十一个读书人 ,猜一个字[看谜底] 谜面：2110 ,猜一个字[看谜底] 谜面：4个人搬个木头 ,猜一个字[看谜底] 谜面：十二点 ,猜一个字[看谜底] 谜面：十三点 ,猜一个字[看谜底] 谜面：十五人,猜一字[看谜底] 谜面：十五天 ,猜一个字[看谜底] 谜面：十元买早餐,八元买豆干 ,猜一个字[看谜底] 谜面：十月十日(武昌起义),猜一字[看谜底] 谜面：十月十日,猜一个字[看谜底] 谜面：十字架下三个人,猜一个字[看谜底] 谜面：十字对十字,太阳对月亮,猜一个字[看谜底] 谜面：十个哥哥 ,猜一个字[看谜底] 谜面：三人两口一匹马,猜一字[看谜底] 谜面：三口重叠,莫把品字猜,猜一个字[看谜底] 谜面：...... 关于足球的所有术语翻译成英文 aggregate score 总积分 key player 主力队员 all-out attacking 全攻型打法 kick off 开球 an incident-packed game 一场事故叠出的比赛 knee pads 护膝 arch-rival 主要对手 league table 联赛积分表 attack 进攻 left back 左后卫 away ground 客场场地 level the score 将比分扳平 away match 客场比赛 line *** an 巡边员 back 后卫 line pass 横传 back-heel pass 脚后跟传球 line-up 阵容 back line 卫线、端线 line up a wall 筑人墙 back pass 转身传球 locker room 更衣室 base of post 柱脚 long ball 长传 bicycle kick 倒钩球 make space 制造空档 blanket defence 密集防守 make a spot pass 传球到位 Brazilian formation 巴西阵式 make a powerful clearance kick 大脚解围 break the deadlock 打破僵局 man to man defence 人盯人防守 break through 突破 march in 列队入场 budding star 初露锋芒的明星 mark space 区域联防 by-line 边线 match-fixing 内定比赛结果 capacity crowd 观众满座 nuetral field 中立场地 capatain 队长 offensive on the wings 从两翼进攻 centre forward 中锋 offensive player 进攻队员 central back 中卫 off-side 越位 centre circle 中圈 on a home and away basis 主客场制 centre field 中场 one-sided game 一边倒的比赛 central half 中前卫 open net 空门 charity soccer match 慈善足球赛 out-side 边锋 cheering team 啦啦队 out-side left 左边锋 close game 比分接近的比赛 out-side right 右边锋 close range shot 近距离射门 own goal 踢入本方球门（对方得分） control the midfield 控制中场 pass 传球 corner area 角球区 penalty 点球 corner ball 角球 penalty box 禁区 corner flag 角球旗 penalty for a foul 犯规罚点球 corner kick 发角球 penalty kick 十二码球 cros *** ar 球门横杆、门楣 penalty shoot-out 罚点球决胜负 course of action 球路 pitch 球场 cut down shooting angles 封住射门角度 place kick 踢定位球 d...... 打破一考定终身 高考英语考试改革是新的一轮高考改革的有机组成部分，随着高考改革大幕的徐徐拉开，实行了四十多年的英语考试模式将会发生显著的变化。一，新的英语高考改革将改变英语学习中，只注重死记硬背和英语语法的学习，忽视听说能力和语言的本质功能上的培养和应用；使英语学习重新回归语言学习以听说为主的正常轨道。二，新的英语高考改革，将打破一考定终身的现状，给考生更多的选择和机会，将从高考考一次变为两次，并且以最高一次成绩计入高考总成绩。三，新的英语高考改变了每年固定的考试时间，使考生可以在高中学习期间根据自己的学习状态，灵活确定考试时间。总的来说，新的英语该考改革，将更有利于我国各中小学英语教学方法的科学形成，大大提高我国中小学生英语的实际使用水平的提高。 三十条字谜急呀! 4个人搬个木头 ,猜一个字 答案是:杰 一人 ,猜一个字 答案是:大 一人一张口,口下长只手,猜一字答案是:拿 一人在内,猜一字 答案是:肉 一人挑两小人,猜一字 答案是:夹 一人腰上挂把弓,猜一字 答案是:夷 一口吃掉牛尾巴,猜一个字 答案是:告 一口咬定,猜一字 答案是: 交 一大二小,猜一个字 答案是:奈 一斗米,猜一个字 答案是:料 一月七日,猜一个字 答案是:脂 一加一,猜一字 答案是: 王 一半儿,猜一个字 答案是:臼 一字十三点,难在如何点 ,猜一个字 答案是:汁 一百减一 ,猜一个字 答案是:白 一夜又一夜,猜一字 答案是:多 一个人搬两个土 ,猜一个字 答案是:佳 一个礼拜 ,猜一个字 答案是:旨 一家十一口,猜一字 答案是:吉 一家有七口,种田种一亩,自己吃不够,还养一条狗 ,猜一个字答案是:兽 一根木棍,吊个方箱,一把梯子,搭在中央 ,猜一个字答案是:面 一只牛,猜一个字 答案是:生 一只狗四个口,猜一个字 答案是:器 一一箭穿心,猜一字 答案是:必 一点一横长,一撇到南洋,南洋有个人,只有一寸长,猜一个字答案是:府 一边是水,一边是山,猜一个字 答案是:汕 一边是红,一边是绿,一边喜风,一边喜雨,猜一个字答案是:秋 七人八只眼,猜一个字 答案是:货 七人头上长了草,猜一字 答案是:花 七十二小时,猜一个字 答案是:晶 七个人有八只眼,十人亦有八只眼,西洋人也眼八只,家母同样眼八只,猜四个字 答案是:货真价实 九十九,猜一字 答案是:白 九只鸟,猜一个字 答案是:鸠 九号,猜一字 答案是: 旭 九辆车,猜一个字 答案是:轨 九点,猜一字 答案是:丸 二八佳人 ,猜一个字 答案是:妙 二小姐 ,猜一个字 答案是:姿 二兄弟,各自立 ,猜一个字 答案是:竞 人不在其位 ,猜一个字 答案是:立 人有他则变大,猜一个字 答案是:一 人我不分,猜一个字 答案是:俄 人都到了 ,猜一个字 答案是:倒 人无寸铁,猜一个字 答案是:控 人无信不立,猜一字 答案是:言 八十八 ,猜一个字 答案是:米 八兄弟同赏月,猜一个字 答案是:脱 刀出鞘,猜一字 答案是:力 十一个读书人 ,猜一个字 答案是:仕 十二点 ,猜一个字 答案是:斗 十三点 ,猜一个字 答案是:汁 十五人,猜一字 答案是:伞 十五天 ,猜一个字 答案是:胖 十元买早餐,八元买豆干 ,猜一个字 答案是:干 十月十日(武昌起义),猜一字 答案是:朝 十月十日,猜一个字 答案是:萌 十字架下三个人,猜一个字 答案是:来 十字对十字,太阳对月亮,猜一个字 答案是:朝 十个哥哥 ,猜一个字 答案是:克 三人两口一匹马,猜一字 答案是:验 三口重叠,莫把品字猜,猜一个字 答案是:目 三张纸,猜一个字 答案是:顺 上下合,猜一个字 答案是:卡 上下串通,猜一个字 答案是:卡 上下难分,猜一字 答案是:卡 久雷不雨,猜一字 答案是:田 千言万语,猜一字 答案是:够 千里姻缘一线牵 ,猜一个字 答案是:重 土上有竹林,土下一寸金,猜一个字 答案是:等 大人挑小人 ,猜一个字 答案是:夹 大丈夫不得出头,猜一个字 答案是:天 大有头,中无心,小全身 ,猜一个字 答案是:京 大雨落在横山上,猜一字 答案是:雪 小姑娘,猜一个字 答案是:妙 山上覆又山,猜一个字 答案是:出,岳 不要讲话,猜一个字 答案是:吻 不讲理的人,猜一字 答案是: 地 中...... 热门单词：“帽子戏法”用英文怎么说 帽子戏法 [词典] （棒球、足球等体育比赛中短期内连中三元... hat-trick; [例句]我在和阿森纳队的比赛中上演了帽子戏法。 I scored a hat-trick against Arsenal.

#include "stdio.h"#include "stdlib.h"#include "string.h"typedef struct node{ char name[10]; /*进程标识符*/ int prio; /*进程优先数*/ int round; /*进程时间轮转时间片*/ int cputime; /*进程占用CPU时间*/ int needtime; /*进程到完成还要的时间*/ int count; /*计数器*/ char state; /*进程的状态*/ struct node *next; /*链指针*/}PCB;PCB *finish,*ready,*tail,*run; /*队列指针*/int N; /*进程数*//*将就绪队列中的第一个进程投入运行*/firstin(){ run=ready; /*就绪队列头指针赋值给运行头指针*/ run->state="R"; /*进程状态变为运行态*/ ready=ready->next; /*就绪对列头指针后移到下一进程*/}/*标题输出函数*/void prt1(char a){ if(toupper(a)=="P") /*优先数法*/ printf(" name cputime needtime priority state "); else printf(" name cputime needtime count round state ");}/*进程PCB输出*/void prt2(char a,PCB *q){ if(toupper(a)=="P") /*优先数法的输出*/ printf(" %-10s%-10d%-10d%-10d %c ",q->name, q->cputime,q->needtime,q->prio,q->state); else/*轮转法的输出*/ printf(" %-10s%-10d%-10d%-10d%-10d %-c ",q->name, q->cputime,q->needtime,q->count,q->round,q->state);}/*输出函数*/void prt(char algo){ PCB *p; prt1(algo); /*输出标题*/ if(run!=NULL) /*如果运行指针不空*/ prt2(algo,run); /*输出当前正在运行的PCB*/ p=ready; /*输出就绪队列PCB*/ while(p!=NULL) { prt2(algo,p); p=p->next; } p=finish; /*输出完成队列的PCB*/ while(p!=NULL) { prt2(algo,p); p=p->next; } getch(); /*压任意键继续*/}/*优先数的插入算法*/insert1(PCB *q){ PCB *p1,*s,*r; int b; s=q; /*待插入的PCB指针*/ p1=ready; /*就绪队列头指针*/ r=p1; /*r做p1的前驱指针*/ b=1; while((p1!=NULL)&&b) /*根据优先数确定插入位置*/ if(p1->prio>=s->prio) { r=p1; p1=p1->next; } else b=0; if(r!=p1) /*如果条件成立说明插入在r与p1之间*/ { r->next=s; s->next=p1; } else { s->next=p1; /*否则插入在就绪队列的头*/ ready=s; }}/*轮转法插入函数*/insert2(PCB *p2){ tail->next=p2; /*将新的PCB插入在当前就绪队列的尾*/ tail=p2; p2->next=NULL;}/*优先数创建初始PCB信息*/void create1(char alg){ PCB *p; int i,time; char na[10]; ready=NULL; /*就绪队列头指针*/ finish=NULL; /*完成队列头指针*/ run=NULL; /*运行队列指针*/ printf("Enter name and time of process "); /*输入进程标识和所需时间创建PCB*/ for(i=1;i<=N;i++) { p=malloc(sizeof(PCB)); scanf("%s",na); scanf("%d",&time); strcpy(p->name,na); p->cputime=0; p->needtime=time; p->state="w"; p->prio=50-time; if(ready!=NULL) /*就绪队列不空调用插入函数插入*/ insert1(p); else { p->next=ready; /*创建就绪队列的第一个PCB*/ ready=p; } } clrscr(); printf(" output of priority: "); printf("************************************************ "); prt(alg); /*输出进程PCB信息*/ run=ready; /*将就绪队列的第一个进程投入运行*/ ready=ready->next; run->state="R";}/*轮转法创建进程PCB*/void create2(char alg){ PCB *p; int i,time; char na[10]; ready=NULL; finish=NULL; run=NULL; printf("Enter name and time of round process "); for(i=1;i<=N;i++) { p=malloc(sizeof(PCB)); scanf("%s",na); scanf("%d",&time); strcpy(p->name,na); p->cputime=0; p->needtime=time; p->count=0; /*计数器*/ p->state="w"; p->round=2; /*时间片*/ if(ready!=NULL) insert2(p); else { p->next=ready; ready=p; tail=p; } } clrscr(); printf(" output of round "); printf("************************************************ "); prt(alg); /*输出进程PCB信息*/ run=ready; /*将就绪队列的第一个进程投入运行*/ ready=ready->next; run->state="R";}/*优先数调度算法*/priority(char alg){ while(run!=NULL) /*当运行队列不空时，有进程正在运行*/ { run->cputime=run->cputime+1; run->needtime=run->needtime-1; run->prio=run->prio-3; /*每运行一次优先数降低3个单位*/ if(run->needtime==0) /*如所需时间为0将其插入完成队列*/ { run->next=finish; finish=run; run->state="F"; /*置状态为完成态*/ run=NULL; /*运行队列头指针为空*/ if(ready!=NULL) /*如就绪队列不空*/ firstin(); /*将就绪对列的第一个进程投入运行*/ } else /*没有运行完同时优先数不是最大，则将其变为就绪态插入到就绪队列*/ if((ready!=NULL)&&(run->prio<ready->prio)) { run->state="W"; insert1(run); firstin(); /*将就绪队列的第一个进程投入运行*/ } prt(alg); /*输出进程PCB信息*/ }}/*时间片轮转法*/roundrun(char alg){ while(run!=NULL) { run->cputime=run->cputime+1; run->needtime=run->needtime-1; run->count=run->count+1; if(run->needtime==0)/*运行完将其变为完成态，插入完成队列*/ { run->next=finish; finish=run; run->state="F"; run=NULL; if(ready!=NULL) firstin(); /*就绪对列不空，将第一个进程投入运行*/ } else if(run->count==run->round) /*如果时间片到*/ { run->count=0; /*计数器置0*/ if(ready!=NULL) /*如就绪队列不空*/ { run->state="W"; /*将进程插入到就绪队列中等待轮转*/ insert2(run); firstin(); /*将就绪对列的第一个进程投入运行*/ } } prt(alg); /*输出进程信息*/ }}/*主函数*/main(){ char algo; /*算法标记*/ clrscr(); printf("type the algorithm:P/R(priority/roundrobin) "); scanf("%c",&algo); /*输入字符确定算法*/ printf("Enter process number "); scanf("%d",&N); /*输入进程数*/ if(algo=="P"||algo=="p") { create1(algo); /*优先数法*/ priority(algo); } else if(algo=="R"||algo=="r") { create2(algo); /*轮转法*/ roundrun(algo); }}