显，其次就是告警分级原则。 每个告警都应该合理分级 基本每个监控系统都支持为告警规则配置不同的级别，基本上每个监控系统的用户也都知道应该做分级告 警。但是具体怎么分级，却没有一个行业共识，大家各做各的。这里我也分享一下我的理解，你可以参考 借鉴。 首先，不同级别的告警应该对应不同的处理逻辑，这样分级才有意义，比如通知渠道不同，通知范围不 同，或者介入处理的人的范围不同，处理时效不同 支持，也建议人为制定一个排班表，把这个制度落实下去，对告警闭环处理也会有很大帮助。 值班人员在值班期间，虽然已经高度重视了，但也难免疏漏，这就需要告警升级机制了。 告警升级机制 告警升级是指在第一责任人收到告警之后没有及时响应，然后系统自动通知二线、三线人员的一种机制。 一线人员没有及时响应的原因可能有很多，比如手机静音了没有听到，晚上睡着了，或者临时出去有事忘 带手机了等等。这个时候系统发现某个 迟迟没有响应，就应该继续往上升级。 告警升级机制需要认领功能的配合，也就是一线人员收到告警之后要通过某种机制告诉系统：“我已知晓 告警，现在我开始处理了，你不要升级了”。典型的认领功能一般是做在页面上的，告警后打开告警事件 管理中心，选中相关告警一键认领，也可以通过上行短信或即时通讯工具中的上行回调机制来完成。 升级机制会给值班人员很大的压力，毕竟谁也不想稍不留神就把电话打到老板那里，所以一般只有严重的

框架，编程复杂度高且依赖人工调优，性能和可移植性差，引发 OS 社区反弹，最终导致 HMM 方 案搁浅。异构加速器领域亟需高效的统一内存管理机制。 异构通用内存管理框架 GMEM （Generalized Memory Management），提供了异构内存互联的中心化管理机制，且 GMEM API 与 Linux 原生内存管理 API 保持统一，易用性强，性能与可移植性好。 加速器使用 GMEM API 通用算力，实现统一的内存管理和透明内存访问，GMEM 设计了统一虚拟内存地址空间 机制，将原本的 OS 与加速器并行的两套地址空间合并为统一虚拟地址空间。 GMEM 建立了一套新的逻辑页表去维护这个统一虚拟地址空间，通过利用逻辑页表的信息，可以维护不同处理器、不 同微架构间多份页表的一致性。基于逻辑页表的访存一致性机制，内存访问时，通过内核缺页流程即可将待访问内存在主 机与加速器进行搬移。在实际 高优和延迟敏感的 在线业务不受离线业务的影响。 • 可编程调度：基于 eBPF 的可编程调度框架，支持内核调度器动态扩展调度策略，以满足不同负载的性能需求，具备 以下特点： （1） 标签管理机制：开放对任务和任务组进行标签标记的能力，用户和内核子系统可通过接口对特定工作负载进行 标记，调度器通过标签可以感知特定工作负载的任务。 （2） 抢占、选核、选任务等功能点的策略扩展：可编程调度框架支持

GNU Software (http://www.gnu.org/prep/maintain/html_node/- index.html) 。尽管 Debian 不要求遵守这些规范，但它们作为纲领和共识仍然很有帮助。(参见 /usr/share/doc/ gnu-standards/standards.pdf.gz 和 /usr/share/doc/gnu-standards/maintain.pdf Debian)。不要在升级时使用 maintainer scripts 触发 debconf 来打扰用户。 ucf 软件包提供了 类似 conffile 对可能不标记为 conffiles 的文件的保留机制，比如由 maintainer scripts 来管理的配置文 件。这可以把最大程度减少相关的问题。 这些 maintainer scripts 是 Debian 的增强特性，它们解释了 人们为什么选择 的系统上 发生安装故障。apt-file 命令正适合完成这个任务。如果存在冲突，请通过重命名、将公共文件分离到另一个受其他 包依赖的包中、与受影响的软件包的维护者合作使用 alternatives 机制来避免实际问题 (参看 update-alternatives(1)) 或在 debian/control 文件中设置 Conflicts 条目以声明冲突关系等方式避免问题的发生。 7.3 检验软件包的

Linux； Kali更新与升级； 基本设置。 大学霸 Kali Linux 安全渗透教程 5 第1章 Linux安全渗透简介 1.1 什么是安全渗透 渗透测试并没有一个标准的定义。国外一些安全组织达成共识的通用说法是，渗透 测试是通过模拟恶意黑客的攻击方法，来评估计算机网络系统安全的一种评估方 法，这个过程包括对系统的任何弱点、技术缺陷或漏洞的主动分析。这个分析是从 一个攻击者可能存在的位置来进行的 Shell下实现假冒令牌攻击。 7.1.1 工作机制 在假冒令牌攻击中需要使用了Kerberos协议。所以在使用假冒令牌前，先介绍下 Kerberos协议。Kerberos是一种网络认证协议，其设计目标是通过密钥系统为客户 机/服务器应用程序提供强大的认证服务。Kerberos工作机制如图7.1所示。 图7.1 Kerberos工作机制 客户端请求证书的过程如下所示： （1）客户端向认 制主机A与其他主机间的流量及机密信息。 第二阶段： 在第一个阶段攻击成功后，主机B就可以在这个网络中使用中间人的身份，转发或 查看主机A和其他主机间的数据流，如图7.4所示。 图7.4 中间人攻击机制 （1）在这个局域网中当主机A向主机C发送请求，此时该数据将被发送到主机B 上。 （2）主机A发送给主机C的数据流将会经主机B转发到主机C上。 （3）主机C收到数据以为是主机A直接发送的。此时主机C将响应主机A的请求，同

相关调研 moosefs chubaofs 方案设计思考 1.Trash机制是实现1个(类似chubaofs)，还是2个（类似moosefs）？ 2. Trash放在哪里？ 3. 是否需要做session机制（在metaserver打开），来维护inode的打开情况？ 方案设计 Trash机制： Session机制： 遗留问题 工作量评估 背景 目前curvefs client moosefs 未对接forget moosefs 实现了在mds上open，因此删除时可以判断文件是否被打开 moosefs使用了两种机制，来实现上述功能，分别是trash机制和reserve机制（最新版本叫sustained），两种机制如下： trash机制： 对于所有TYPE_FILE类型的文件在删除时， ，则不会立即将该文件彻底删除，而是将其类型修改为TYPE_TRASH并且将该节点从 若其trashtime大于0 站。 通过META文件系统来访问trash 通过trash机制，可实现文件的恢复UNDEL 回收站实现了一个timer，定期判断trashtime，执行定期清理回收站 清理时，当文件仍处于打开状态，则还需要进入下sustained/reserve中。 sustained机制/reserve机制 当一个trashtime等于0的TYPE_FILE类型的文件被一个客户端正

OS）的加载、启动、暂停、结束等工作；跨 OS 通信为不同 OS 之间提供一套基于共享内存的高效通信机制；服务化框架是在跨 OS 通信基础之上便于不同 OS 提供各自擅长服务的框架，例如 Linux 提供通用的文件系统、网络服务，实时操作系统提供实时控制、 实时计算等服务；多 OS 基础设施是从工程角度为把不同 OS 从工程上有机融合在一起的一系列机制，包括资源表达与分配，统一 构建等功能。 混合关键性部署框架当前能力： 引入线程模式（threaded），对可线程化管理的子系统进行限制。线程可以被独立于进程其他线程分配到不同的 cgroup 中，对单个线程的资源使用进行更精细的控制。 3）更安全的子树委派： 通过委派机制允许非特权用户创建和管理自己的 cgroup 层次结构。通过合理利用委派，系统管理员可以提供给用户或应用程 序必要的控制权限，提供更细粒度的资源管理，同时保持系统的稳定性和安全性。 4）更丰富的特性支持： 等特性。 • Maple Tree 和 Per VMA Lock 特性：使用 Maple Tree 替代红黑树管理进程的地址空间，并使用 RCU 友好的设计以及 Per VMA Lock 等机制，可以减少锁争用问题，提升 page fault 的扩展性，可以加速应用启动等并发场景的性能。 • PCP high 自适应调节：对于不同工作负载，页面分配 / 释放的性能要求通常也是不同的。通过

步骤 1 出错，啥事都没发生 步骤 2 出错，等同于创建硬连接出错，恢复机制如下： 将源文件的 nlink 减一 步骤 3 出错，相当于创建了硬链接，但是没有删除源文件，此时源文件和目标文件同时存在，恢复机制如下： 删除目标文件 dentry 将源文件的 nlink 减一 备注： 如果这一步骤出错，并且恢复机制没有执行成功，那么会导致一些问题：© XXX Page 3 of 15 3. 有可能没办法被正常回收 (nlink 始终大于 0)，恢复机制如下： 对于这一步出错，没有恢复机制，与 unlink 操作失败一样的处理（因为 dentry 删除了，而 inode 却没被回收，会被当成孤儿节点去处理） 如果采用 chubaofs 的方案，需要考虑以下问题： 以上的恢复进制如果没执行成功怎么办？ 客户端存活的情况下，应该多尝试几次，直至成功 但是如果恢复机制尝试多次没成功，或者客户端挂掉、宕机该如何处理？ 该如何处理？ 步骤 1：忽略 步骤 2：只是给 nlink + 1 了，这个 ，同步骤 4 恢复机制一样，当做孤儿节点来处理 等同于 unlink 操作时删除了 dentry 而 nlink 没减一的情况 步骤 3： ，就会同时存在 src、dst 的 dentry，相当于多了一个硬链接，Linux 和 POSIX 这一步出错 接口中表明这允许一段时间内存在，但是最终还是要原子性，所以这一步出错会导致和本地文件系统不一致的行为：

EXT4，可以协同 DAX 特性改善 NVDIMM 新介质数据读写性能，但在元数据管理方面，基于现有 journal 同步机制，元数据 管理开销大，且容易出现写放大问题，NVDIMM 优势无法充分发挥。 EulerFS 创新元数据软更新技术（Soft Update)，基于指针的目录双视图计数机制，减少元数据同步开销，有效提升文件 系统 create、unlink、mkdir、rmdir 系统调用性能，较 界限，使得内存管理更加地简单 与灵活。 3. 采用软更新技术，简化了实现复杂度：软更新 (Soft Update) 是一种轻量级的保证文件系统一致性的技术。 4. 基于指针的目录双视图计数机制，减少元数据同步开销，有效提升文件系统读写性能。 5. 依赖跟踪：目录项的新建、删除等操作并不是立刻持久化的，在进行相应的操作后，只是在 inode 中跟踪依赖的 持久化操作，后续通过异步的方式进行持久化，可以大幅提高性。 效果好收益大，实测等成本条件下 MySQL 性能提升 40%。针对用户态存储框架和用户需求，新增用户态的内存交换机制。 功能描述 继承已有功能： 1. 进程级控制：etMem 支持通过配置文件来进行内存扩展的进程，相比于操作系统原生的基于 LRU 淘汰的 kswap 机制，更加灵活和精准。 2. 冷热分级：用户态触发对指定进程进行内存访问扫描，根据分级策略配置文件，对内存访问结果进行分级，区分

来就是透过防火墙来规范可以使用本服务器服务的用户，以让系统在使用上拥有较佳的控管情况。 此外，不管你的防 火墙系统设定的再怎么严格，只要是你要开放的服务， 那防火墙对于该服务就没有保护的效果。因此，那个重要的在 线更新软件机制就一定要定期进行！否则你的系统将会非常非常的不安全！ 服务器软件设定：学习设定技巧与开机是否自动执行 刚刚第一点就提到我们得要知道每种服务所能达成的功能，如此一来才能够架设你所需要的服务的网站。 线拨接的类型； 额外服务：你想要让这五部计算机都可以上网，而且其中还有一部可以做为网络驱动器机，提供同学或家人作为 数据备份与分享之用； 服务器管理：由于你可能需要进行远程管理，因此你这部服务器得要开放联机机制，以让远程计算机可以联机到 这部主机来进行维护； 防火墙管理：因为担心这部做为档案分享服务器的系统被攻击，因此你需要针对 IP 来源进行登入权力的控 制； 账号管理：另外，由于同学的数据有隐 Linux/Windows 之间通用之故。 且由于需要提供 账号给使用者，以及想到未来的磁盘扩充情况，因此我们想要将 /home 独立出来，且使用 LVM 这个管理模式， 并 搭配 Quota 机制来控制每个账号的磁盘使用量。 所以说，你得知道 Linux 目录下的 FHS (Filesystem Hierarchy Standard) 的规范，否则分割槽给到错误 的目录，会造成无法开机！那为什么要将

边云服务协同：边侧部署 EdgeMesh Agent，云侧部署 EdgeMesh Server 实现跨边云服务发现和服务路由。 2. 完善边缘南向服务：南向接入 Mapper，提供外设 Pofile 及解析机制，以及实现对不同南向外设的管理、控制、业 务流的接入，可兼容 EdgeX Foundry 开源生态。 3. 边缘数据服务：通过边缘数据服务实现消息、数据、媒体流的按需持久化，并具备数据分析和数据导出的能力。 (software guard extensions) 是 Intel 推出的指令集扩展，旨在以硬件安全为强制性保障，不 依赖于固件和软件的安全状态，提供用户空间的可信执行环境，通过一组新的指令集扩展与访问控制机制，实现不同 程序间的隔离运行，保障用户关键代码和数据的机密性与完整性不受恶意软件的破坏。 • 技术预览特性： a) 内存可靠性分级技术：通过对不同可靠性等级的内存分级管理，可以支持内核、关键进程、内存文件系统、文件缓 运行。该特 性适用于内存使用量大，且使用相对不频繁的应用进程上，在这些场景中的效果好、收益大，实测等成本条件下 MySQL 性 能提升 40%。针对用户态存储框架和用户需求，新增用户态的内存交换机制。 功能描述 继承已有功能： 1. 进程级控制：etmem 支持通过配置文件来进行内存扩展的进程，相比于操作系统原生的基于 LRU 淘汰的 kswap 机 制，更加灵活和精准。 2. 冷