Linux内核调度策略、优先级、调度类

news2024/11/13 10:15:48

Linux内核调度策略、优先级、调度类

  • 一、Linux 内核支持调度策略
  • 二、进程优先级
  • 三、公平调度 CFS 与其它调度
    • 3.1、调度类
    • 3.2、公平调度类 CFS
    • 3.3、运行队列
    • 3.4、调度进程
    • 3.5、调度时机
  • 四、RCU机制与内存屏障

一、Linux 内核支持调度策略

  • 先进先出调度（SCHED_FIFO），没有时间片。
  • 轮流调度（SCHED_RR），有时间片。
  • 限期调度策略（SCHED_DEADLINE)。

采用不同的调度策略调度实时进程。

普通进程支持两种调度策略：

  • 标准轮流分时（SCHED_NORMAL）和SCHED_BATCH 调度普通的非实时进程。
  • 空闲（SCHED_IDLE）则在系统空闲时调用 idle 进程。

二、进程优先级

限期进程的优先级比实时进程高，实时进程的优先级比普通进程高。

限制进程的优先级是-1。 实时进程的实时优先级是 1-99，优先级数值越大，表示优先级 越高。 普通进程的静态优先级是 100-139，优先级数值越小，表示优先 级越高，可通过修改 nice 值改变普通进程的优先级，优先级等于 120 加上 nice 值。

prio是调度优先级，数值越小，优先级越高；多数情况为normal_prio。

优先级限期进程普通进程实时进程
prionormal_prionormal_prionormal_prio
static_prio0120 加上 nice 值，数值越小优先级越高。0
normal_prio-1static_prio99至rt_priority
rt_priority001至99，数值越大优先级越高

在 task_struct 结构体中，4 个成员和优先级有关如下：

// include/linux/sched.h
int          prio;
int          static_prio;
int          normal_prio;
unsigned int rt_priority;

三、公平调度 CFS 与其它调度

3.1、调度类

Linux 内核 sched_class 调度器有五种类型：

  • dl_sched_class：限期调度类。
  • rt_sched_class：实时调度类。
  • stop_sched_class：停机调度类。
  • idle_sched_c lass
  • fair_sched_class

其中每种调度类都有自己的调度策略。主要是为方便添加新的调度策略 ，Linux 内核抽象一 个调 度类 sched_class。其调试器类型源码如下（kernel/sched/sched.h）：

extern const struct sched_class dl_sched_class
extern const struct sched_class rt_sched_class
extern const struct sched_class stop_sched_class
extern const struct sched_class idle_sched_c lass
extern const struct sched_class fair_sched_class
  • stop_sched_class调度类可以抢占其他进程，其他进程不能抢占它；停机调度类是指将处理器停下来做更加紧急的工作，只有迁移线程属于停机调度类，每个CPU有一个迁移线程cpu_id。
  • dl_sched_class调度类使用红黑树将进程按照绝对截至限期从小到大排序，每次调度的时间选择绝对截止限期最小的进程。
  • rt_sched_class将每个调度优先级维护一个队列，通过位图bitmap能够快速查找第一个非空队列；DECLARE_BITMAP(bitmap,MAX_RT_PRIO+1)。

调度类优先级，由高到低进行排列：停机调度类>限期调度类> 实时调度类>公平调度类>空闲调度类。

修改时间片（默认是5ms）：/proc/sys/kernel/sched_rt_timeslice_ms

3.2、公平调度类 CFS

公平调度类应用完全公平调度算法，丢掉时间片和固定调度周 期，在此引入虚拟运行时间。vruntime 的计算公式如下：

虚拟运行时间(vruntime)=实际运行时间*nice0 权重值/进程权 重值。

（kernel/sched/core.c）

/*
 * Nice levels are multiplicative, with a gentle 10% change for every
 * nice level changed. I.e. when a CPU-bound task goes from nice 0 to
 * nice 1, it will get ~10% less CPU time than another CPU-bound task
 * that remained on nice 0.
 *
 * The "10% effect" is relative and cumulative: from _any_ nice level,
 * if you go up 1 level, it's -10% CPU usage, if you go down 1 level
 * it's +10% CPU usage. (to achieve that we use a multiplier of 1.25.
 * If a task goes up by ~10% and another task goes down by ~10% then
 * the relative distance between them is ~25%.)
 */
const int sched_prio_to_weight[40] = {
 /* -20 */     88761,     71755,     56483,     46273,     36291,
 /* -15 */     29154,     23254,     18705,     14949,     11916,
 /* -10 */      9548,      7620,      6100,      4904,      3906,
 /*  -5 */      3121,      2501,      1991,      1586,      1277,
 /*   0 */      1024,       820,       655,       526,       423,
 /*   5 */       335,       272,       215,       172,       137,
 /*  10 */       110,        87,        70,        56,        45,
 /*  15 */        36,        29,        23,        18,        15,
};

完全公平调度算法使用红黑树将进程按照虚拟运行时间从小到大排序，每次调度的时候选择虚拟运行时间最小的那个进程。

进程时间片=调度周期*进程权重 / 运行队列中全部进程的权重之和。

3.3、运行队列

每个处理器有一个运行队列，结构体是 rq，定义的全局变量如下：

（kernel/sched/core.c）

DEFINE_PER_CPU_SHARED_ALIGNED(struct rq, runqueues);

rq 是描述就绪队列，其设计是为每一个 CPU 就绪队列，本地进程在 本地队列上排序。

3.4、调度进程

主动调度进程的函数是 schedule() ，它会把主要工作委托给 __schedule()去处理。

（kernel/sched/core.c）

asmlinkage __visible void __sched schedule(void)
{
	struct task_struct *tsk = current;//获取当前进程

	sched_submit_work(tsk);//防止进程睡眠时发送死锁
	do {
		preempt_disable();//关闭内核抢占
		__schedule(false);//执行调度的核心函数处理细节
		sched_preempt_enable_no_resched();//开启内核抢占
	} while (need_resched());
	sched_update_worker(tsk);
}
EXPORT_SYMBOL(schedule);

函数__shcedule 的主要处理过程如下：

  1. 调用 pick_next_task()以选择下一个进程。
  2. 调用 context_switch()以切换进程。
/*
 * __schedule() is the main scheduler function.
 *
 * The main means of driving the scheduler and thus entering this function are:
 *
 *   1. Explicit blocking: mutex, semaphore, waitqueue, etc.
 *
 *   2. TIF_NEED_RESCHED flag is checked on interrupt and userspace return
 *      paths. For example, see arch/x86/entry_64.S.
 *
 *      To drive preemption between tasks, the scheduler sets the flag in timer
 *      interrupt handler scheduler_tick().
 *
 *   3. Wakeups don't really cause entry into schedule(). They add a
 *      task to the run-queue and that's it.
 *
 *      Now, if the new task added to the run-queue preempts the current
 *      task, then the wakeup sets TIF_NEED_RESCHED and schedule() gets
 *      called on the nearest possible occasion:
 *
 *       - If the kernel is preemptible (CONFIG_PREEMPTION=y):
 *
 *         - in syscall or exception context, at the next outmost
 *           preempt_enable(). (this might be as soon as the wake_up()'s
 *           spin_unlock()!)
 *
 *         - in IRQ context, return from interrupt-handler to
 *           preemptible context
 *
 *       - If the kernel is not preemptible (CONFIG_PREEMPTION is not set)
 *         then at the next:
 *
 *          - cond_resched() call
 *          - explicit schedule() call
 *          - return from syscall or exception to user-space
 *          - return from interrupt-handler to user-space
 *
 * WARNING: must be called with preemption disabled!
 */
static void __sched notrace __schedule(bool preempt)
{
	struct task_struct *prev, *next;
	unsigned long *switch_count;
	struct rq_flags rf;
	struct rq *rq;
	int cpu;

	cpu = smp_processor_id();
	rq = cpu_rq(cpu);
	prev = rq->curr;

	schedule_debug(prev, preempt);

	if (sched_feat(HRTICK))
		hrtick_clear(rq);

	local_irq_disable();
	rcu_note_context_switch(preempt);

	/*
	 * Make sure that signal_pending_state()->signal_pending() below
	 * can't be reordered with __set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE)
	 * done by the caller to avoid the race with signal_wake_up().
	 *
	 * The membarrier system call requires a full memory barrier
	 * after coming from user-space, before storing to rq->curr.
	 */
	rq_lock(rq, &rf);
	smp_mb__after_spinlock();

	/* Promote REQ to ACT */
	rq->clock_update_flags <<= 1;
	update_rq_clock(rq);

	switch_count = &prev->nivcsw;
	if (!preempt && prev->state) {
		if (signal_pending_state(prev->state, prev)) {
			prev->state = TASK_RUNNING;
		} else {
			deactivate_task(rq, prev, DEQUEUE_SLEEP | DEQUEUE_NOCLOCK);

			if (prev->in_iowait) {
				atomic_inc(&rq->nr_iowait);
				delayacct_blkio_start();
			}
		}
		switch_count = &prev->nvcsw;
	}

	next = pick_next_task(rq, prev, &rf);
	clear_tsk_need_resched(prev);
	clear_preempt_need_resched();

	if (likely(prev != next)) {
		rq->nr_switches++;
		/*
		 * RCU users of rcu_dereference(rq->curr) may not see
		 * changes to task_struct made by pick_next_task().
		 */
		RCU_INIT_POINTER(rq->curr, next);
		/*
		 * The membarrier system call requires each architecture
		 * to have a full memory barrier after updating
		 * rq->curr, before returning to user-space.
		 *
		 * Here are the schemes providing that barrier on the
		 * various architectures:
		 * - mm ? switch_mm() : mmdrop() for x86, s390, sparc, PowerPC.
		 *   switch_mm() rely on membarrier_arch_switch_mm() on PowerPC.
		 * - finish_lock_switch() for weakly-ordered
		 *   architectures where spin_unlock is a full barrier,
		 * - switch_to() for arm64 (weakly-ordered, spin_unlock
		 *   is a RELEASE barrier),
		 */
		++*switch_count;

		trace_sched_switch(preempt, prev, next);

		/* Also unlocks the rq: */
		rq = context_switch(rq, prev, next, &rf);
	} else {
		rq->clock_update_flags &= ~(RQCF_ACT_SKIP|RQCF_REQ_SKIP);
		rq_unlock_irq(rq, &rf);
	}

	balance_callback(rq);
}


/*
 * context_switch - switch to the new MM and the new thread's register state.
 */
static __always_inline struct rq *
context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev,
	       struct task_struct *next, struct rq_flags *rf)
{
	prepare_task_switch(rq, prev, next);

	/*
	 * For paravirt, this is coupled with an exit in switch_to to
	 * combine the page table reload and the switch backend into
	 * one hypercall.
	 */
	arch_start_context_switch(prev);

	/*
	 * kernel -> kernel   lazy + transfer active
	 *   user -> kernel   lazy + mmgrab() active
	 *
	 * kernel ->   user   switch + mmdrop() active
	 *   user ->   user   switch
	 */
	if (!next->mm) {                                // to kernel
		enter_lazy_tlb(prev->active_mm, next);

		next->active_mm = prev->active_mm;
		if (prev->mm)                           // from user
			mmgrab(prev->active_mm);
		else
			prev->active_mm = NULL;
	} else {                                        // to user
		membarrier_switch_mm(rq, prev->active_mm, next->mm);
		/*
		 * sys_membarrier() requires an smp_mb() between setting
		 * rq->curr / membarrier_switch_mm() and returning to userspace.
		 *
		 * The below provides this either through switch_mm(), or in
		 * case 'prev->active_mm == next->mm' through
		 * finish_task_switch()'s mmdrop().
		 */
		switch_mm_irqs_off(prev->active_mm, next->mm, next);

		if (!prev->mm) {                        // from kernel
			/* will mmdrop() in finish_task_switch(). */
			rq->prev_mm = prev->active_mm;
			prev->active_mm = NULL;
		}
	}

	rq->clock_update_flags &= ~(RQCF_ACT_SKIP|RQCF_REQ_SKIP);

	prepare_lock_switch(rq, next, rf);

	/* Here we just switch the register state and the stack. */
	switch_to(prev, next, prev);
	barrier();

	return finish_task_switch(prev);
}

（1）切 换 用 户 虚 拟 地 址 空 间 ， ARM64 架 构 使 用 默 认 的switch_mm_irqs_off，其内核源码定义如下：

// include/linux/mmu_context.h

/* SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 */
#ifndef _LINUX_MMU_CONTEXT_H
#define _LINUX_MMU_CONTEXT_H

#include <asm/mmu_context.h>

struct mm_struct;

void use_mm(struct mm_struct *mm);
void unuse_mm(struct mm_struct *mm);

/* Architectures that care about IRQ state in switch_mm can override this. */
#ifndef switch_mm_irqs_off
# define switch_mm_irqs_off switch_mm
#endif

#endif

switch_mm 函数内核源码处理如下：

// arch/arm64/include/asm/mmu_context.h

static inline void __switch_mm(struct mm_struct *next)
{
	unsigned int cpu = smp_processor_id();

	/*
	 * init_mm.pgd does not contain any user mappings and it is always
	 * active for kernel addresses in TTBR1. Just set the reserved TTBR0.
	 */
	if (next == &init_mm) {
		cpu_set_reserved_ttbr0();
		return;
	}

	check_and_switch_context(next, cpu);
}

static inline void
switch_mm(struct mm_struct *prev, struct mm_struct *next,
	  struct task_struct *tsk)
{
	if (prev != next)
		__switch_mm(next);

	/*
	 * Update the saved TTBR0_EL1 of the scheduled-in task as the previous
	 * value may have not been initialised yet (activate_mm caller) or the
	 * ASID has changed since the last run (following the context switch
	 * of another thread of the same process).
	 */
	update_saved_ttbr0(tsk, next);
}

（2）切 换 寄 存 器 ， 宏 switch_to 把 这 项 工 作 委 托 给 函 数__switch_to：

// include/asm-generic/switch_to.h

#ifndef __ASM_GENERIC_SWITCH_TO_H
#define __ASM_GENERIC_SWITCH_TO_H

#include <linux/thread_info.h>

/*
 * Context switching is now performed out-of-line in switch_to.S
 */
extern struct task_struct *__switch_to(struct task_struct *,
				       struct task_struct *);

#define switch_to(prev, next, last)					\
	do {								\
		((last) = __switch_to((prev), (next)));			\
	} while (0)

#endif /* __ASM_GENERIC_SWITCH_TO_H */
（arch/arm64/kernel/process.c）

/*
 * Thread switching.
 */
__notrace_funcgraph struct task_struct *__switch_to(struct task_struct *prev,
				struct task_struct *next)
{
	struct task_struct *last;

	fpsimd_thread_switch(next);
	tls_thread_switch(next);
	hw_breakpoint_thread_switch(next);
	contextidr_thread_switch(next);
	entry_task_switch(next);
	uao_thread_switch(next);
	ptrauth_thread_switch(next);
	ssbs_thread_switch(next);

	/*
	 * Complete any pending TLB or cache maintenance on this CPU in case
	 * the thread migrates to a different CPU.
	 * This full barrier is also required by the membarrier system
	 * call.
	 */
	dsb(ish);

	/* the actual thread switch */
	last = cpu_switch_to(prev, next);

	return last;
}

3.5、调度时机

调度进程的时机：

  • 进程主动调用 schedule()函数。
  • 周期性地调度，抢占当前进程，强迫当前进程让出处理器。
  • 唤醒进程的时候，被唤醒的进程可能抢占当前进程。
  • 创建新进程的时候，新进程可能抢占当前进程。

（1）主动调度 ：

进程在用户模式下运行，无法直接调用 schedule()函数，只能通过系统调用进入内核模式，如果系统调用需要等待某个资源，如互斥锁或信号量，就会把进程的状态设置为睡眠状态，然后调用schedule()函数来调度进程。

（2）周期调度 ：

周期调度的函数为 scheduler_tick()，调用当前进程所属调度类task_tick()方法。

四、RCU机制与内存屏障

（1）RCU（read-copy update）为 Linux 当中的一种同步机制，则为读/拷贝更新。

  • 写者修改对象流程：先复制生成一个副本，然后更新这个副本，最后使用新的对象替换旧的对象，在写者执行复制的时候读者则执行可以读数据。
  • 写者删除对象时，必须等待所有访问对象的访问者都访问结束了才能删除对象。等待所有读者访问结束的时间叫做宽期限。
  • RCU的读者没有任何的同步开销，不需要获取任何的锁，也不需要执行延迟指令，也不需要执行内存屏障；但是写者的同步开销非常大，需要延迟对象释放时间，复制被修改的对象，写者直接必须使用锁；从某个意义来说也算是RCU的缺点。

（2）内存屏障 ：保证内存访问的顺序方法，用来解决编译器编码的时候可能会重新排序汇编指令。

因为为了使编译出来的程序在CPU上运行更快，有时候优化结果可能不符合程序的要求；现在的CPU采用超标量的一个体系结构和lanch技术，能够一个时钟并行执行很多条指令。

  • 内存屏障可分为两种类型：编译器内存屏障和 CPU 内存屏障。
  • 内核支持三种内存屏障：内存映射I/O写屏障、编译器屏障、处理器屏障。

在这里插入图片描述

本文来自互联网用户投稿，该文观点仅代表作者本人，不代表本站立场。本站仅提供信息存储空间服务，不拥有所有权，不承担相关法律责任。如若转载，请注明出处：http://www.coloradmin.cn/o/391810.html

如若内容造成侵权/违法违规/事实不符，请联系多彩编程网进行投诉反馈，一经查实，立即删除！

相关文章

Linux常用命令操作

Linux常用命令操作

文件目录操作 查看文件列表 ls #输出列表信息 ls -l #输出详细列表信息 ls -a #输出隐藏文件 ls -la #输出包含的隐藏文件及详细信息 ll # ls-l的缩写rwx分别对应读取&#xff0c;写入&#xff0c;执行权限&#xff0c;前面有d代表是文件夹 创建文件 touch file.txt #创建…
阅读更多...
java String类 万字详解（通俗易懂）

java String类 万字详解（通俗易懂）

目录 一、前言 二、介绍和溯源 三、String类常用构造器 1.String() 2.String(byte[] bytes) 3.String(char[] value) 4.String(char[] value, int offset, int count) 5.String(String original) Δ演示 : 四、不同方式创建String类对象的区别 1.直接赋值的方式 2.常规new…
阅读更多...
炫云渲染质量功能测试

炫云渲染质量功能测试

炫云已经支持优化渲染质量&#xff0c;分别是保守优化、中度优化和深度优化&#xff0c;使用后效果图的渲染时间会有所缩短&#xff0c;尤其对低版本V-Ray和参数设置不当的场景非常有效&#xff0c;能大幅提升渲染速度及节省渲染费用&#xff0c;当然最终效果图有可能有稍许差异…
阅读更多...
spark兼容性验证

spark兼容性验证

前言 Apache Spark是专门为大规模数据处理而设计的快速通用的计算引擎&#xff0c;Spark拥有Hadoop MapReduce所具有的优点&#xff0c;但不同于Mapreduce的是Job中间输出结果可以保存在内存中&#xff0c;从而不再需要读写HDFS&#xff0c;因此Spark能更好的适用于数据挖掘与…
阅读更多...
二分与三分(备赛中)

二分与三分(备赛中)

A.愤怒的牛儿 思路&#xff1a;找出最长距离&#xff0c;与最小距离&#xff0c;用二分法判断&#xff0c;如果当前距离满足放牛要求&#xff0c;就把距离区间lmid1;如果距离不合适就说明当前距离太大了&#xff0c;把区间变小rmid-1;最后直到l<r不满足时退出&#xff0c;输…
阅读更多...
Spark SQL优化机制

Spark SQL优化机制

Spark SQL优化机制Spark SQLCatalyst 优化器逻辑优化物理优化TungstenUnsafe RowWSCGRDD 缺点 : RDD的算子都是高阶函数 &#xff0c;Spark Core 不知函数内的操作&#xff0c;只能闭包形式发给 Executors&#xff0c; 无法优化 DataFrame 不同点&#xff1a; 数据的表示形式…
阅读更多...
AQS底层源码深度剖析-Lock锁

AQS底层源码深度剖析-Lock锁

目录 AQS底层源码深度剖析-Lock锁 ReentrantLock底层原理 为什么把获取锁失败的线程加入到阻塞队列中&#xff0c;而不是采取其它方法&#xff1f; 总结&#xff1a;三大核心原理 CAS是啥&#xff1f; 代码模拟一个CAS&#xff1a; 公平锁与非公平锁 可重入锁的应用场景&…
阅读更多...
C语言-基础了解-25-C强制类型转换

C语言-基础了解-25-C强制类型转换

C强制类型转换 一、强制类型转换 强制类型转换是把变量从一种类型转换为另一种数据类型。例如&#xff0c;如果您想存储一个 long 类型的值到一个简单的整型中&#xff0c;您需要把 long 类型强制转换为 int 类型。您可以使用强制类型转换运算符来把值显式地从一种类型转换为…
阅读更多...
【深度学习】BERT变体—ALBERT

【深度学习】BERT变体—ALBERT

ALBERT的初衷是想解决BERT中参数量过多的问题&#xff0c;论文全称为&#xff1a;ALBERT: A Lite BERT for Self-supervised Learning of Language Representations。 相较于BERT&#xff0c;ALBERT模型减少BERT模型的参数量&#xff1b;预训练中的Next Sentence Prediction&a…
阅读更多...
【面试系列】线程相关的面试题集锦

【面试系列】线程相关的面试题集锦

线程的状态 public enum State {/*** Thread state for a thread which has not yet started.*/NEW,/*** Thread state for a runnable thread. A thread in the runnable* state is executing in the Java virtual machine but it may* be waiting for other resources from …
阅读更多...
最简单的线性回归模型-标量

最简单的线性回归模型-标量

首先考虑yyy为标量&#xff0c;www为标量的情况&#xff0c;那么我们的线性函数为ywxbywxbywxb。每批输入的量batch size 为111&#xff0c;每批输入的xxx为一个标量&#xff0c;设为x∗x^*x∗&#xff0c;标签yyy同样为一个标量&#xff0c;设为y∗y^*y∗。因此每批训练的损失…
阅读更多...
直线模组的优势是什么？

直线模组的优势是什么？

直线模组是可以模拟人工操作的一些功能&#xff0c;通过固定程序来进行抓取&#xff0c;搬运、操作工具&#xff0c;实现自动变速&#xff0c;这也是为何直线模组使用率高的主要原因了&#xff0c;那么直线模组究竟有着怎样的优势呢&#xff1f; 1、整体结构紧凑&#xff0c;重…
阅读更多...
k8s-Kubernetes集群部署

k8s-Kubernetes集群部署

文章目录前言一、Kubernetes简介与架构1.Kubernetes简介2.kubernetes设计架构二、Kubernetes集群部署1.集群环境初始化2.所有节点安装kubeadm3.拉取集群所需镜像3.集群初始化4.安装flannel网络插件5.扩容节点6.设置kubectl命令补齐前言 一、Kubernetes简介与架构 1.Kubernetes…
阅读更多...
Spark 磁盘作用

Spark 磁盘作用

Spark 磁盘作用磁盘作用性能价值失败重试ReuseExchangeSpark 导航 磁盘作用 临时文件、中间文件、缓存数据&#xff0c;都会存储到 spark.local.dir 中 在 Shuffle Map 时&#xff0c; 当内存空间不足&#xff0c;就会溢出临时文件存储到磁盘上溢出的临时文件一起做归并计算…
阅读更多...
Vue3---语法初探

Vue3---语法初探

目录 hello world 实现简易计时显示 反转字符串 显示隐藏 了解循环 了解双向绑定实现简易记事 设置鼠标悬停的文本 组件概念初探&#xff0c;进行组件代码拆分 hello world 最原始形态&#xff0c;找到 id 为 root 的标签&#xff0c;将 Vue 实例的模板放入标签之内 …
阅读更多...
剑指 Offer 09. 用两个栈实现队列(java)

剑指 Offer 09. 用两个栈实现队列(java)

用两个栈实现一个队列。队列的声明如下&#xff0c;请实现它的两个函数 appendTail 和 deleteHead &#xff0c;分别完成在队列尾部插入整数和在队列头部删除整数的功能。(若队列中没有元素&#xff0c;deleteHead 操作返回 -1 ) 示例 1&#xff1a; 输入&#xff1a; [“CQu…
阅读更多...
SpringBoot中一行代码解决字符串向枚举类型转换的问题

SpringBoot中一行代码解决字符串向枚举类型转换的问题

1. 场景 在WEB开发&#xff0c;客户端和服务端传输的数据中经常包含一些这样的字段&#xff1a;字段的值只包括几个固定的字符串。 这样的字段意味着我们需要在数据传输对象&#xff08;Data Transfer Object, DTO&#xff09;中对该字段进行校验以避免客户端传输的非法数据持…
阅读更多...
Android Service知识

Android Service知识

一. 概览 Service 是一种可在后台执行长时间运行操作而不提供界面的应用组件。服务可由其他应用组件启动&#xff0c;而且即使用户切换到其他应用&#xff0c;服务仍将在后台继续运行。此外&#xff0c;组件可通过绑定到服务与之进行交互&#xff0c;甚至是执行进程间通信 (IPC…
阅读更多...
你是真的“C”——为冒泡排序升级赋能！

你是真的“C”——为冒泡排序升级赋能！

你是真的“C”——为冒泡排序升级赋能&#xff01;&#x1f60e;前言&#x1f64c;冒泡排序升级赋能之境界一&#xff01;冒泡排序升级赋能之境界二&#xff01;qsort库函数的运用和认识总结撒花&#x1f49e;&#x1f60e;博客昵称&#xff1a;博客小梦 &#x1f60a;最喜欢的…
阅读更多...
【CDP】更改solr 存储路径导致ranger-audit 大量报错问题解决

【CDP】更改solr 存储路径导致ranger-audit 大量报错问题解决

前言 我们生产上公司是使用的CDP集群&#xff0c;一次管理员通知&#xff0c;Solr 组件的数据存放路径磁盘空间不够。 我们的solr 组件时为 Ranger 服务提供日志审计功能&#xff0c; 在我们更改了磁盘路径&#xff0c;并重启了Solr 组件&#xff0c;然后发现相关组件&#…
阅读更多...
推荐文章
最新文章

Copyright @ 2022~2023