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24/10/2008
仅以简单的日程纪念那些敬业的程序员们
纪念那些日以继夜工作在第一线上的工程师们
现在是加拿大时间早上五点，有一个说法说，如果你在早上看到一个程序员，那肯定是他一夜没睡，而不是早起。而我,看见了一群.
2008年4月 白天 加拿大 渥太华 CDMA实验室. 测试中几个电话掉线,忽略.
2008年6月 白天 美国 加州小镇 CDMA 开局测试. 风和日丽
2008年8月10日 白天 美国 加州小镇 上百人电话间隔性同时掉线.
2008年8月10日 白天 罗马尼亚 GNPS.
2008年8月10日 白天 美国 Richardson 北电研发中心,终端调试会议
2008年8月11日 凌晨 中国 广东 广东北电/Richardson/罗马尼亚 会议
2008年8月12日 凌晨 中国 北京 广东北电/Richardson/罗马尼亚/北京(86+Base) 会议
2008年8月20日 凌晨 中国 北京 广东北电/Richardson/罗马尼亚/北京(86+ARP) 会议
2008年9月 深夜 中国 北京 加州/广东北电/Richardson/罗马尼亚/北京(86+ARP) 调试
2008年9月中旬 凌晨 86:确定. / CDMA:我们已经没有耐心了! CC Kalli
2008年9月20日 凌晨 MSS:确认互联问题. / CDMA:接受!
2008年9月26日 深夜 中国 北京 麦当劳,<画皮>开始前一个半小时.紧急支持电话
2008年9月28日 白天 中国 北京 加班安排
2008年10月国庆 白天 中国 北京 加班
2008年10月中旬 白天 中国 北京 最终解决方案
2008年10月中旬 深夜 加拿大 渥太华 测试完成
2008年10月下旬 白天 美国 加州小镇 CDMA 测试. 风和日丽
13/11/2006
Yahoo面经
周日早上北航Yahoo笔试,考的东西比较多,50道选择题,40题技术的,10题OQ,还有两道编程题,还比较容易.
周一下午独自去雅虎中国总部,位置不错,坐地铁道大望路,A口出来,往北300米温特来中心18楼.
直接到公司门口,填了一张简历表,找了一张访客的标签(cs找了一张最大的,fq找了一张最小的,我找的一张不大不小^_^)就和HR JJ进去了.直接被领到一个30左右的面试管面前,就在他们的工作格子里面试的,气氛还行,面试管应该是坐技术的,一边和我聊,一边还在上msn,时不时有美女的头像在闪.
做技术的交流还是比较容易的,上来就是写个链表转置的题目,我用了两个辅助空间,貌似一个是不够的.
二面的考官也是比较年轻,气氛比较轻松,小间的办公室里,提问的都是OQ了,比如我从那里来,我到哪里去,为什么选择Yahoo,有什么爱好,遇到什么挫折,什么事情最有成就感,有什么缺点,写代码最多的失误在哪里,都怎么改近,对写代码提点具体的意见,是否碰见过项目中大家意见不一样的情况,都怎么解决
接着就是让我提问了,这个环节偶比较满意,提了一个很有深度的问题^_^关于Yahoo的运营模式 技术人员的发展相关的.
balabalabala差不多40分钟,就客气的和二面考官byebye了,Yahoo面试终了,两个星期内等消息...
走出温特莱中心的大门,外边都已经天黑了,北京的夜有点冷,赶紧钻进地铁回学校了.
to be or not to be ,it is a queston.
20/10/2006
#include <iostream>
18/10/2006
1.2 思路： const char *p ="12345" 定义的是 p所指内容不可改变， p可变
该题考察的是const的用法，对于
const int a;
编程题 思路：这是最简单的数据结构操作
递归操作 非递归搜索 求T（N）最优算法 递归 了递推 的使用
3 给定无向图以及顶点 V1 V2 求V1 V2间是否存在长度为K的通路 定理
回路数.
17/10/2006
递归函数的复杂度分析主要是通过递归方程和递归树进行分析的。首先，将一个递归函数的复杂度表示成递归方程的形式，然后通过数学计算或递归树分析，得到递归函数的近似复杂度。这里主要介绍两种递归函数的复杂度分析方法。（这里主要指时间复杂度）
1 ． Divide-and-Conquer( 分而治之 )
这种类型的递归函数的复杂度可以用递归方程表示为
T(n)=bT(n/c)+f(n) ------------------------(1)
显而易见，这种方法是将一个问题分拆为几个问题大小相同的子问题。 f(n) 叫非递归代价，主要是指分拆问题和组合结果的代价
2 ． Chip and Conquer
这种类型的递归函数的复杂度可以用递归方程表示为
T(n)=T(n-c)+f(n) ------------------------(2)
或更一般地，
T(n)=bT(n-c)+f(n) ------------------------(3)
显然，这种方法是将问题大小逐步减小，一直减小到可以解决的问题大小（也就是 base-case ） .
下面介绍分析复杂度的一个重要工具 ----- 递归树
递归树的结点有两个域，如下图：
T(size) 指问题大小为 size 时，函数的复杂度。 nonrec.cost 指问题大小为 size 时的非递归代价。
根结点的每个子结点都代表了这个问题分拆的一个子问题的复杂度。就这样递归地分解问题。一直到达叶子结点，也就是 base-case. 在前面的讨论中，我们没有涉及 base-case ，在使用递归树分析复杂度时，我们假设 base-case 的复杂度为 1 。
举一个例子就可以很明白的说明如何构造递归树。
Example1 : 由递归方程 T(n)=2T(n/2)+n 构造递归树
首先，构造根接点
它的子结点是
……, 以此类推。所以，最后的递归树为：
递归树规则 :
根结点的复杂度 = 所有非叶结点的非递归复杂度 + 叶子结点的复杂度。
所以，在上面的例子中，每层的非递归复杂度为 n, 而 base-case 出现在大约 lgn 层 (n/2^d =1;d = lgn) 。由于 base-case 的复杂度为 1 ，所以 T(n ) ≈nlgn ，即
递归树是分析和计算递归方程的一个重要工具。它可以直观地表示出递归函数的复杂度，并使人易于理解。
三． Divide-and-Conquer 问题的解决方案
在上面的例子中，我们用递归树规则得出了递归函数大概的时间复杂度。但递归树只能粗略地解决一小部分问题。这里要介绍 Divide-and-Conquer 类问题更一般的解决方案 —Master 定理。
不过为了更好的理解和使用 Master 定理，我们先要进一步地分析一下递归树，并介绍一个重要的参数：关键幂
回忆一下递归方程（ 1 ）的递归树。
每增加一层，函数的问题大小就减少 c 倍。假设 base-case 出现在第 D 层，则 n/c^D=1; D= ㏒ c(n). 使用换底公式， D=lg(n)/lg(c).
而同时每增加一层，这层的结点个数就增加 b 倍。所以第 D 层的结点个数为 L=b^D(L 表示 D 层的结点个数 ) 。两边取对数，得 lg(L)=Dlg(b); 将 D=lg(n)/lg(c) 带入上式，得 lg(L)=(lg(b)/lg(c))lg(n). 这时 lg(n) 前面的系数就被叫做关键幂。一般用 E 来表示。
Chip-and-Conquer 问题的解决方案
我们先考虑 Chip-and_Conquer 问题的一般情况，递归方程（ 3 ）
T(n)=bT(n-c)+f(n)
同样，我们使用递归树进行分析，递归树和 Divide-and-Conquer 类问题的递归树基本一样，这里就不再重复。只是对递归树进行一下分析。
显然， base-case 出现在 n/c 层，而且第 n/c 层的每个结点代价为 1 （假设）
首先，计算一下各层所有结点的非递归代价 , 第 i 层的所有结点的非递归代价是 (b^i)*f(n-ic).
所以，根结点的复杂度（也就是递归函数的复杂度）为
T(n) = ∑ 0 …n/c (b^i)*f(n-ic). 令 h=(n/c)-i ，得
T(n)=b^(n/c) ∑ 0 …n/c f(ch)/b^h ∈⊙(b^(n/c));
所以，这种递归函数的复杂度是随指数增长的，显然，指数增长的算法不具有任何意义。这种问题的递归方法是不实用的。
不过，考虑到它一种特别情况：就是递归方程（ 2 ）
T(n)=T(n-c)+f(n)
即 b=1 的情况。
这时，复杂度
T(n)= ∑ 0 …n/c f(n-ic) = ∑ 0 …n/c f(ch) ≈ (1/c) ∫ 0 …n f(x)dx( 定积分的定义)
此时 , 若 f(n) ∈⊙ (n^a), 则 T(n) ∈⊙ (n^(a+1));
若 f(n) ∈⊙ (logn), 则 T(n) ∈⊙ (nlogn); 这样的复杂度是可以接受的。
4 、 master 定理
10/10/2006
作者简介：梁永健先生目前担任思科系统（中国）网络技术有限公司首席技术官兼系统工程师总监一职，全面负责思科中国公司的产品和技术战略制定，并将和业务发展部门一起进行技术评估和实施，并为合作伙伴提供策略性的技术支持。
网络技术发展与Internet发展息息相关，而由此引发的网络技术发展新趋势也将与Ineternet发展关系密切。
我在网络行业从业时间比较长，而从一个业内人角度看Internet发展历程，它应该分为三个阶段：
80年代末期到90年代中期是互联网发展的第一个阶段，这一阶段的特点是，以企业为导向，实现内部网络建设，实现数据互联，强调网络技术的发展。
90年代末期是第二阶段，以外网建设为主，强调网络构架、以太网，如网通在ADSL的方面的发展。
Internet发展的第三个阶段，也是我们正在经历的阶段，时间大致是在2004到2009年之间。这一阶段与前两个阶段不同的是，技术不再成为导向。取而代之的是用户体验与新功能新技术的应用和开拓为特点。技术的发展不再单单为了内网或者外网的建设，而是如何利用好网络，如何使用户更容易享受到网络服务，以及网络服务的开拓与推广。
基于这种变化，就思科观察，未来网络将呈现出八大发展新趋势。
趋势一：智能终端与应用服务导向
智能终端的出现使未来的网络、应用和服务趋于融合，技术应用成为导向，即以技术应用为主导。
随着智能终端的发展，应用的融合推动服务的融合，服务的融合又推动网络的融合。以前，语音、视频、数据等业务分别在语音网、视频网、数据网上实现，每一张网都是专网；而现在数据网上融合了以上三种业务，而其它两个网络也融合其它网络的业务。业务不断叠加、融合到同一网络之中，使网络的融合成为不可抵挡的趋势，最终的结果是不同的网络定会融合在一起。原有的话音网日益缩小，新的网络将不断扩张，并具备更多的功能以适应服务融合的要求，一张共享的网有多种不同的服务平面。以前谈到三网合一是从经济的角度去看，今天再谈三网合一则是推动新服务的角度看来，融合的趋势必然会日益明显。一切与网络相关的技术都将受到应用为导向的影响。目前正处在过渡时期。
随着计算机技术发展，软、硬件技术的发展，计算机跟网络的分工将会重新定位。随着技术的发展，网络设备能力是越来越来强，以前由计算机来完成的工作会慢慢转到网络上。而且这种变化其实多年来一直在持续。
以芯片技术发展为例：早期的集线器、路由器以及防火墙等设备均以软件形式出现，随技术非发展，一些具有共性特征的功能给剥离，通过专有芯片来完成相关功能，形成专有设备。从发展历程看，芯片技术只能做到物理连接，出现了集线器；后来交换功能可交由芯片完成，出现了交换机设备……
这种发展趋势预示着那些缺乏共性的、专门的应用开发都会放到计算机里做；共性的应用将移交给专有设备完成。这将使网络系统总体性能大大提高，同时导致市场细分日趋明显。
趋势三：相关“网络”技术的整合
以前网络的层次为：
以前我们一直看这些技术完全是分开的，目前不同技术开始融合。思科SDN（自防御网络）的理念让安全与网络不可分离，建网、做芯片做软件不再仅仅考虑速度问题，而要增加防火墙、放病毒等功能，即更多地考虑安全因素，整个网络层次最终整合在一起。
就目前状况而言，我们承认思科在数据方面仍然无法做到电信运营商那么好。试想今天几乎没有任何一家公司在话音业务方面，会因为考虑交换机宕机问题采购两台电话交换机，互为备份的。同样，我们不会有电话交换机放在这里后，再要加很多东西放入设备中，因为设计之初，就已经考虑较为全面了。
今天数据网的建立非常复杂，建网要有路由、交换机等网络设备，还需连线，加了很多东西。从发展趋势看网络将不仅单单追求快，而是追求把很多功能集中在一起，并像以前的网一样——是一个结构简单、安全可靠、功能全面的网络。
可见，数据整合、技术整合带来的并不是技术本身的发展，而是让网络更简单，带给用户很多好处。思科在做产品是也有很理想的方向，即不单单是追求“快”，而且把相关的技术整合在一起。
在第二个趋势当中，计算机和网络系统之间的分工发生变化，很多计算机的功能放到网络之中。
计算机本身由CPU、内存、外设构成，通过中间的总线连接。随着网络的发展，网络的频宽越来越宽的时候，我们网络可以具备同于计算机那样的总线，CPU跟外设，CPU跟Memory，中间的总线通过网络来实现。我们以前所熟悉的计算机结构将会发生巨大变化，CPU、MB分化，外设的分化。新的概念产生——虚拟系统总线，网络可以支持传统的计算机设备。
虚拟总线带来最大的好处是虚拟化，使资源共享更加理想。不久的将来，计算机本身也发生改变。现在我们已经看到有一些新的技术往这个方向走。
趋势五：数据中心构造与发展
以前的数据中心网络建设由于受到网络带宽的限制，计算机不得不离用户很近。网络带宽的扩增则使数据中心更加集中化，不需要在每个地方放很多人维护整个计算机网络跟应用系统，大大降低了用户的网络建设成本。在美国在国外已经非常非常明显，大部分大企业IT的人基本上都集中在总部，比如容灾中心，而外面的机构基本上不需要投入太多的人力维护。
以思科自身举例，思科全球基本上没有太多IT人员做维护工作。这将是数据中心发展的一个明显趋势。中国是思科一个比较特别的例子，需要投入一些维护人员，在其它大部分国家思科的数据中心基本上一个维护人员都不需要。
这种发展趋势对用户而言是操作的简化，人工成本的下降。数据中心的集中化不仅是数据的集中，计算机中心建设变成大计算机中心，而是同时网络也在集中化。过去电信运营商需要在很多程序里存放数据，当中央的设备是越来越可靠，越来越性能高的时候，网络将趋于扁平化。
我们看到数据中心的建立，大数据中心，网络扁平化，是随着网络的频宽本身能力端口的加强，我们明显见得到，在这里数据中心建立我们可以分三个阶段：
第一阶段：数据中心整合
第三阶段：自动调配
随着这三个阶段的演变发展，今后的网络趋于简化，成为低端网，用户不用再关心他的网到底怎么建，资源应该放在哪里，一切都已虚拟化。未来用户端设备可以用任何技术连到网络，连接时，网络设备跟终端设备会自动知道你的应用是什么，你的设备能享受什么服务，你无需了解后台的东西是什么样的，所有物品会用一个标签去代表，实现自动会匹配（match），这是我们说的最终希望做到的一点，这是我介绍的三个阶段里面的第三个阶段。
这样的结构同样适用于运营商来。运营商跟企业网的唯一区别在于他可能今天连接的接入网多了几种，但是有些网会联到一张SP网上去，后台是同一个服务中心，面向不单是企业内的用户。数据中心，用户端，其实都一样，企业跟电信从理论上来讲，又跑回同一个概念之中，前面所说的3个阶段，开始的时候是企业导向，后来是公网导向，现在又回到原来的导向，日益趋同。唯一不同的地方就是与企业网的流量不一样，关心的安全不一样，其实整个概念是一样的。
传统技术、传统产业与IP日趋融合。举一个明显的例子——北京各个路口的交通监控器。这些监控器是模拟技术，一个简单的摄像头也可以接入IP网络（从某种角度讲，IP本身就是一个很好的交换机）。随着网络芯片技术的发展，越来越从核心应用边缘化，体积趋小，价格便宜，更多传统应用将日益IP化。我们从简单的计算机互联到后来的VoIP，到现在的统一通信，到存储，过去我们所谓的SAN，今天所谓的IPTV，以后的IP视频监控，所有东西都向这IP化的方向发展。
正是基于此种思路，“第四张网”的概念随之出炉：现每栋楼房都至少具备3张网——煤气、水、电。而以后会出现第四张网——信息网，也将成为一个楼宇的基础设施。这第四张网——即-公用事业网（Utility Network）的出现，将会使更多我们早已熟悉的习惯的传统的服务日益IT化。
趋势七：网络设备“电信”化
当技术发展到进入第四张网——公用事业网（Utility Network）之后，网络设备将会电信化。电信化的意思是，网络设备将会像电信语音业务中那样，人们完全不会为交换机宕机故障而担忧，设备间可以迅速切换。以后的网络设备进入第四张网之后，在技术的设计上，对性能叠加予以更多的考虑，具有很强的可靠性。模块化的设计，以便于功能的添加以及设备的快速更换。当需要添加新的功能或是出现故障的时候不必整台设备进行更换，只需对不同的功能模块进行加减替换就可以了。这也将成为未来的一个重要发展趋势。
趋势八：IT投资分配发生变化
今后投资分配将会发生较大变化，投资将随着技术的发展而发生整合。在整合之前，用户的投资无限增大，需要不断地进行网络建设投资。而整合之后，一些IT投资随着服务器之间的重新定位、技术本身的整合发生改变。光投资、计算机投资、数据设备投资以及话音网与数据网投资，在融合之后要比以前各自分开的时候要更经济。整合之后的投入会比以往更加经济。
09/10/2006
在C语言中，结构是一种复合数据类型，其构成元素既可以是基本数据类型
（如int、long、float等）的变量，也可以是一些复合数据类型（如数组、
结构、联合等等）的数据单元。在结构中，编译器为结构的每个成员按其自然对
界（alignment）条件分配空间；各个成员按照它们被声明的顺序在内存中顺序
存储，第一个成员的地址和整个结构的地址相同。在缺省情况下，
C编译器为每一个变量或是数据单元按其自然对界条件分配空间
例如，下面的结构各成员空间分配情况：
struct test {
char x1;
short x2;
float x3;
char x4;
};
结构的第一个成员x1，其偏移地址为0，占据了第1个字节。
第二个成员x2为short类型，其起始地址必须2字节对界，因此，
编译器在x2和x1之间填充了一个空字节。结构的第三个成员x3和
第四个成员x4恰好落在其自然对界地址上，在它们前面不需要额外的填充字节。
在test结构中，成员x3要求4字节对界，
是该结构所有成员中要求的最大对界单元，
因而test结构的自然对界条件为4字节，编译器在成员x4后面填充了3个空字节。
整个结构所占据空间为12字节。
结构中的位段
所谓位段是以位为单位定义长度的结构体类型中的成员。
编译器对结构中位段的分配遵从下面几点原则：
? 对于长度为0的位段，其下一个位段从下一个存储单元开始存放：
如：
struct T {
unsigned char a : 1;
unsigned char b : 2;
unsigned : 0;
unsigned c : 3;
};
结构T的成员a和b在一个存储单元中，c则在另一个存储单元中。
· 一个位段必须存储在同一存储单元中，不能跨两个单元：
如：
struct T {
unsigned char a : 4;
unsigned char b : 6;
};
结构T的成员a在一个存储单元中，b则在另一个存储单元中。
更改C编译器的缺省分配策略
一般地，可以通过下面的两种方法改变缺省的对界条件：
· 使用伪指令#pragma pack ([n])
· 在编译时使用命令行参数
#pragma pack ([n])伪指令允许你选择编译器为数据分配空间所采取的对界策略.
05/10/2006
凌晨一点半,网卡的灯还在一闪一闪的,远方的你们,还好吗?
国庆快乐,该睡觉了!
for xf 昨天生日快乐!
交大的网络
刚刚写完IP/MAC切换的程序,顺便就回忆了一下交大的网络.
交大网络历程
2000年我刚来的时候,交大的宿舍还没有网络,能上网的地方只有实验室和教学区机房.
大一上学期的时候要想上网只能去机房,而要进机房必须要排队,而且是提前排队,计科的机房是不收费的
值得一提的是当年交大的红果园在全国是很有名的,可惜官方介入了红果园的发展,导致了红果园的言论自由被限制,结果红果园慢慢的走向了无名
大一下学期,学院允许学生装电脑,我才能在宿舍使用.当时19楼的网络已经有个大概的模型,很多宿舍已经自发连接在一起的,用的是最低级的HUB,速度不快,不过算是一个小规模的局域网,晨光就是这个时候出现的吧,来自计科98级的师兄们的努力.往后一点时间,20楼在alulu等人的努力下也和12楼19楼联网成功,交大的宿舍网基本出现.在大家的倡议下我们集资买了百兆交换机用于楼道间数据交换,局域网开始稳定,服务也得到改善了,由于网络中心的支持,当时我们可以在宿舍无限制的上网.
这个时候,由于网线布满了楼道,学校觉得很不美观,决定投资500W建立学生宿舍网,因此拆除了我们原始搭建的网络,重新布局,一个学期的时间布局完成百兆校内局域网,应该是大二下学期期末了吧,大三了.(也是那个时候,xxxss来到我们寝室,这个交大传奇式的大百科全书,在我们寝室里接受了两年多的魔鬼式锻炼,终于在我们毕业的时候脱离苦海,当然这是后话了)
随着学校校内宿舍网的建立,校内的访问速度和访问质量都在提高,毕竟官方的500W投资不比我们集体捐款的那几个money,在宿舍网官方管理后几个月,学校开始对宿舍网收取上网费用,20元/月,10G国内流量.此后一直如此
宿舍网在一点一点的建立,教学区实验室的网络却没有得到什么改善,除了机房这种收费的地方比较规范以外,其他几栋大楼的实验室IP规划都特别乱,特别是九号教学楼,各层的交换机,网线布局,vlan规划根本没有条理可言,怎一个乱字了得
比宿舍网收费稍晚几个月,教学区实验室也开始了收费行动,和宿舍网不大一样的是教学区实验室的IPMAC难以控制,各个实验室都是自己申请IP,然后自己规划内部网络,无法做到像宿舍网一样IP/MAC匹配到每个物理端口,于是计算中心开发了IP网关计费系统,只有在计算中心注册的IP/MAC对才能访问网络资源,这样学校的网络访问就控制到个人了.
在整个网络规划成长的过程中,我一直都处于旁观者的地位,我一直都没有自己的上网帐号.舍网开始建立的时候,我把机器搬去了实验室,实验室开始收费的时候我是毕业生,享受毕业生帐号,上研后用了一学期实验室帐号,然后去实习,没有机会申请^_^
交大的网络很锻炼人
想最开始的时候,只要有台机器,有根网线,在九教往墙上一插就能上网,的确很惬意,后来开始MAC限制,在后来开始IP/MAC绑定,控制的手段在发展,对付的手段也在发展,为了上网,我们必须充分利用我们的聪明才智,没有MAC,就监听网络,也就促成了我的第一个网络软件,IP/MAC监听器的产生,它会自动监听网络,探测IP和MAC的变化,并且记录,记得当时很短的时间我就扫描到了整个网络的IP/MAC,能自动比较收集不在线可以使用的IP/MAC,避免经常出现的MAC冲突导致双方都不能上网的麻烦
我记得最开始写这个软件的时候,天天抱着一本TCP/IP详解在看,晚上回寝室会和xxxss讨论ip mac冲突能产生的问题和解决方式,还有就是突破网络防火墙的一些办法,然后一点一点的开始学 vc,研究候捷的深入浅出MFC,记得就是那个时候的某一个时刻我突然开始对c++的面向对象来了感觉,就行一个瞬间突破了自己瓶颈的武林高手一般.现在看来当时的程序好简陋^_^
最近几天,拿着笔记本在宿舍和实验室两头跑,天天改IP/MAC是一件很麻烦的事情,上网找了一下,要么是能改IP的,要么是能改MAC的,没有专门为交大制作的IP/MAC同时切换的软件,只好自己写了一个IP MAC一起切换的工具
19/06/2006
以下事情发生在2006年6月14日至2006年6月16日：
0614 公司对于实习生一直没有一个明确的说法，特别针对N＋1的补偿问题，gaoxin对此表示担忧 下班临走前，我建议他给王总发信确认一下
0615 9:00 早上上班收到gaoxin转发的信件，王总责bai回答gaoxin的问题，bai回的是根据实习协议公司将不给于实习生 任何补偿。当即我将bai的回信转发到我所认识的实习生，几分钟后，这封信在公司公告栏上贴出，大家反映激烈 随即yangyan将实习生协议复印输入，并且开始询问学法律的同学我们实习生的协议
0615 10:00 根据收集到的实习生信件地址估计在harbournetworks的实习生将达到50人的规模，大家决定在食堂聚会商议 此事，主要讨论了我们的应对措施，大会决定联名上书，实习生集体签名希望公司能够给予一个明确的说法
（youlei的信件）
1.公司有很多实习员工，在公司工作和正式员工没有差别，一样卖力，有的比正式员工工作时间都长，对公司的发展做出了很大贡献。
2.合同上没有明确说公司被收购时的补偿，但是直接不给补偿应该是不合法的，合同不能不符合法律。
3.事实上的劳动关系就应该遵循劳动法。 农民工尚且如此。
4.招了实习生就要负责,请公司给一个正式的，明确的，公开的说法，以邮件或者公告的形式通知所有的实习员工，不要让 我们自己蒙在鼓里,到时候直接走人还不知道怎么回事。 5.保留寻求法律援助的权利。
0615 15:00 主要在港湾实习生MSN群内讨论对策，选出实习生代表lidanli，yulei，lijia，jinxingliang，guoling 签名 人数达47人，下午公司领导在开会，没有合适的时间接触，lidanli询问changzhimin，听说公司在开会顺便会讨论我们实 习生的问题
0616 9：00 没有收到公司关于实习生问题的任何回复，决定联系员工代表，希望zhang能帮忙向公司转达我们实习生的意 见
0616 10：20 lidanli通知大家在D3002开会讨论，同时与chang联系，希望能与公司领导对话 0606 11:00 员工代表zhang与我们在E1016开会讨论，阐述了公司和员工两方面的意见，并帮忙联系王总
0606 14:00 zhangjianjun、lidanli、guoling一起去见了王总，一起讨论了一下关于公司给我们实习生的政策，总结为 下面几条：
1.对于不满意华为安排的同志给予和普通员工一样的待遇，即实习生也有补偿金；
2.对于不满意华为安排的同志补偿金的给予细则同普通员工一样；
3.对于满意华为安排的同志，具体签约细则和补偿细则由华为公司给出具体的决定，我们现在还没有决定，作为港湾公司 也只能给予部分的建议。
至此，事情暂时告一段落，感谢在此事件中支持帮助我们的各位兄弟姐妹，感谢深圳的兄弟姐妹的支持。
听说，作网络的港湾网络被华为收购了，听说而已，合同还没有正式签，只是发布了备忘录。但我却还在港湾上班，颇大的一个公司，上班的同事也有上千人，偶尔还有中央的大员来视察，在中国的网络设备市场一个中华骄傲、一个后起之辈。这些年，据说都风光到外国去了，就是“国际化路线”，现在IT厂商里最流行的。 听说华为是很厉害的，“打得思科、北电网络落花流水”。可惜我没有亲身经历过，描述的有些夸张了，我以为。 然而一切国内的网络设备供应商里，我知道得最早的却是这华为公司。早在大学即将毕业时，为工作忙的焦头烂额，我的师哥师姐们就常常对我说，要是没有地方去的话就去华为吧！有个叫做任正非的一手创建了华为这个公司，发展的空前绝后的迅速。早几年疯狂招人，基数都是成百上千的，往往一条线的人就被华为连锅端了，工资还出奇的高。哪像现在的这些公司挑挑拣拣，还不付四金。 之后，任正非遭遇了一次背叛，他最喜欢的一个叫做李一男的手下背叛了他，拉走了一批精英创办了港湾公司，专门和华为对着干。任正非很痛心，于是痛下杀手，据说当年在华为公司的每个区域办事处里都设置了一个部门叫做“打港办”，专门负责和港湾抢单子，有的单子港湾已经拿下来了，“打港办”的同志会找到招标的公司，跟他说这个项目华为不收钱了，免费给你做。 我师哥讲得还要有趣的多，大约是出于一本任正非的自传《华为的冬天》里的，但我没看过这本书，所以不知道“任正非”“李一男”究竟是否这样写。 但“打港办”，这个名字让我想到了“打狗棒”、“扫黄打非”之类的，我想不明白，什么样的过节，会让师徒反目成仇，而且如此兴师动众？ 总而言之，在华为的强压之下，港湾公司日子过的很不舒畅，甚至于想破罐破摔，动了干脆把自己卖掉的念头。之后就传出了几乎确切要卖给西门子的传言，风波似乎平息了……这就是港湾公司和华为公司的故事。此后的事情还很多，如“港湾公司努力转型”之类，但我现在都忘记了。 那时候我唯一的希望，就是华为公司继续疯狂，把我们这条线也一锅端了，我的工资也能到10k。后来我又听说华为公司死人了，心里有一点不舒服，听说华为的每个人桌子下面都有个毯子，中午还能躺在地上睡午觉，当然晚上也睡觉用，毕竟现在出租车夜间出行都涨价了，公司并不鼓励员工打的回家吧，毕竟这样还是能给国民省点油的。后来我仔细看了《华为的冬天》这本书，书里说华为纪律很严，十点半之前不准下班，如果连续两个月评分等级低于B（最高A，连续两月A可以加薪；连续两月C，减薪；如果是D，就开除）或者被开除或者被降薪，其实也很痛苦，然而我心里仍然不舒服，仍然希望华为再疯狂一次，毕竟我的工位下也有一个睡垫。 不过我还是同情李一男的，我觉得他是个有志青年，任正非，既是师生关系又都是中国人，干吗要置人于死地呢？也把自己给弄得这么紧张。 现在华为居然把港湾给买下了，则普天下的媒体，其欣喜为何为？ 这是有事实可证的。试到国内各大媒体，找专题报道去，凡有新闻频道、通信频道，除了几个脑髓里有点贵恙、消息比较闭塞的之外，可有谁不替华为击掌叫好，不怪李一男咎由自取。 作为华为公司曾经最年轻的副总裁，任正非对你有多大的知遇之恩，你应该只管作好自己的份内，研发和管理，这难道不能实现你的人生价值吗？难道不能报效祖国吗？何必要玩火，横来招是搬非，大约是怀着嫉妒罢，――那简直是一定的。 听说政府领导也怪港湾公司多事，浪费多余的生产力，在“打港办”兢兢业业、孜孜不倦的努力下，港湾公司的用户也渐渐远去，港湾公司几乎到了众叛亲离的境态。港湾公司转型来转型去、卖来卖去，到最后还是不偏不倚撞倒了华为的枪口上。 年少的时候，对政府的做派总是有些微词，大约是“逆反心理”作怪，独于这一件却很满意，因为华为不再“疯狂招人”一案，在我看来的确应该由港湾公司负责，他实在办得很不错的。只是没有途径打听，这个事情是否确切属实，因为不在《华为的冬天》中找到，却是民间传说罢。 收购尘埃落定的时节，大家开始冷静的观看这一起并购案。由于港湾网络的优势在于企业网领域，华为本身已经拥有了主攻数据通信市场的华为3COM公司，从业务构成上分析，华为并没有收购港湾的必要性。但由于港湾网络的创始人李一男曾是华为董事长任正非最为看重的、也是华为最年轻的副总裁，他独立出走并创办港湾后，华为成立了“打港办”对港湾进行打压，因此，此次收购不排除有感情因素。 对于港湾员工，除了华为因为业务整合需要裁掉一部分外，愿意到华为工作的可以到华为继续工作，不愿意的则按离职处理，员工的补偿待定，原来员工持有的期权也可能无法兑现。 曾经的港湾公司说自己将来会是对员工最慷慨的上市公司，但如今港湾的员工只能大批的去华为公司上班了，与曾经的“打港办”（这个部门现在自然不需要了）成为同事，之前的诺言基本上如风而过。任正非的华为仍在做“中华骄傲”，员工们日复一日，年复一年的加班，但听到“过劳死”之后，我却已经彻底不想去华为了。现在只有李一男，一个人退到了暗处，静静的在观望着我们，同时也在反省着自己。莫非他离开华为公司的时候，竞没有感受到，他的老师是如此看重他吗？ 活该。
25/05/2006
OpenVPN Protocol
OpenVPN Protocol, taken from ssl.h in OpenVPN source code.
TCP/UDP Packet: This represents the top-level encapsulation.
TCP/UDP packet format:
Packet length (16 bits, unsigned) -- TCP only, always sent as
Packet opcode/key_id (8 bits) -- TLS only, not used in
Payload (n bytes), which may be a P_CONTROL, P_ACK, or P_DATA
消息类型:
P_CONTROL_HARD_RESET_CLIENT_V1 -- Key method 1,清楚先前会话
P_CONTROL_HARD_RESET_SERVER_V1 -- Key method 2,清楚先前会话
P_CONTROL_SOFT_RESET_V1 -- New key, with a graceful transition
P_CONTROL_V1 -- Control channel packet (usually TLS ciphertext).
P_ACK_V1 -- Acknowledgement for P_CONTROL packets received.
P_DATA_V1 -- Data channel packet containing actual tunnel data
P_CONTROL_HARD_RESET_CLIENT_V2 -- Key method 2, initial key from
P_CONTROL_HARD_RESET_SERVER_V2 -- Key method 2, initial key from
P_CONTROL* and P_ACK Payload: The P_CONTROL message type
P_CONTROL message format:
local session_id (random 64 bit value to identify TLS session).
Once the TLS session has been initialized and authenticated,
TLS plaintext content:
TLS plaintext packet (if key_method == 1):
Cipher key length in bytes (1 byte).
TLS plaintext packet (if key_method == 2):
Literal 0 (4 bytes).
The P_DATA payload represents encrypted, encapsulated tunnel
P_DATA message content:
P_DATA plaintext
Notes:
18/05/2006
OPENVPN+OPENSSL数据流程分析
严格来说，OpenVPN调用了Openssl函数库，Openssl对于OpenVPN而言仅仅是一套函数，我在这里所说的应该是OpenVPN的数据流程才对，但实际上OpenVPN不像其他简单的VPN程序将SSL协议过程完全交由Openssl控制，OpenVPN介入了对SSL报文的分析处理，将Openssl的状态机引入到自身的状态机中。
OpenSSL的BIO概念，抽象了输入输出通道，基本的使用方式是将程序置于OpenSSL之上，对于Openssl而言，BIO的输入便是网络，通过 readsocket(#define readsocket(s,b,n) recv((s),(b),(n),0))进行网络读取，底层的数据流动完全由OpenSSL控制，对于应用层程序而言，就像在原有的TCP、IP协议栈的网络层和应用层之间添加了一个安全层，数据的收发加密解密对于上层应用而言是透明的，这也是符合网络分层概念的。此时数据的走向是
同样，由于BIO的抽象，它并不固定输入输出目的地，因此为了能够完全控制数据流，OpenVPN将自身定义为openssl的BIO的输入端，从而完全掌握了报文，此时数据的走向是Internet=> OpenVPN9(1) =>Openssl=>OpenVPN(2)=>Openssl=> OpenVPN(1) => Internet。
由于OpenSSL中存在大量的指针函数操作，给程序流程的分析带来了麻烦，为了能够进行堆栈调试，我们在OpenVP和OpenSSL的源代码中引入了一个宏定义
编译
20/04/2006
编译内核解决问题
解决之道
在Redhatas3.0上精简并编译系统内核
2.6内核编译
解决之道
了解了上面的过程就可以根据情况找解决方法了。遇到的问题是client nodes的adaptec 39320b所需要的驱动模块aic79xx.o版本比BOEL-2.4.25带的要高。我当时试了直接将Master node上的aic79xx.o放到boel_binaries.tar.gz文件中，但还是有问题。因为master node上安装的RHEL AS3u3内核版本为2.4.21-20，那个scsi的驱动应该是REDHAT在这个版本下编译的，可能与BOEL- 2.4.25不匹配。后来我从kernel.org下载了2.4.25的内核，将adaptec 39320B的驱动程序源码放到里面，然后新编译了一次内核(到make modules_install就可以了)，将编译好的驱动模块放到boel_binaries.tar.gz文件中的想应目录下。最后我解压开/tftpboot/initrd.img，修改了其中的functions脚本的如下部分
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在Redhatas3.0上精简并编译系统内核
1．编译环境说明：
另外我们编译内核时一定要在本地登陆，不能通过远程的控制台登陆到系统上进行操作。
2．去掉多余的内核模块：
#su-
如果你不需要并口设备支持（如传统的打印机），注销这个选项：
Parallelportsupport--->;
如果你使用的IDE硬盘（会影响USB设备的使用），注销这个选项：
SCSIsupport--->;
如果你没有IEEE1394（火线）设备，注销这个选项：
IEEE1394(FireWire)support--->;
如果你的网络中没有下列需求，注销这个选项的下列子选项：
Networkdevicesupport--->;
FDDIdriversupport光纤网络
如果你不想用LINUX架设业余电台，注销这个选项：
AmateurRadiosupport--->;
如果你不想使用红外线设备，注销这个选项：
IrDA(infrared)support--->;
如果你没有ISDN线路，注销这个选项：
ISDNsubsystem--->;
如果你没有可以支持I20（PIC的超集）的设备，注销这个选项：
I2Odevicesupport--->;
如果你只想让LINUX安静的工作，注销这个选项：
Sound--->;
如果你没有USB接口设备并厌恶USB设备，注销这个选项：
USBsupport--->;
如果你没有IBM的蓝牙设备（市场这种产品非常少），注销这个选项：
Bluetoothsupport--->;
如果你有其他的内核需求，查找相关的内核选项：
#makedep大约需要5分钟
4．精简编译的成果：
我的系统在完成了上述编译后系统内存占用下降了35M，CUP的占用明显下降了，
REBOOT计算机TOP查看：
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编译linux 2.6内核
内核升级最好升级到2.6.8以后，之前的kernel好象有offset漏洞.偶就是按这篇文档升级成功的，不过rpm与声卡好象还有点问题！
四 运行内核的常见问题
进入编译好的内核后，与RPM相关的命令有些不能使用，并出现下列错误：
rpmdb: unable to join the environment
解决方法是执行“export LD_ASSUME_KERNEL =2.2.25”命令，也可以将其写入/etc/bashrc。
声音部分的模块名也改变了。我的笔记本原来的声卡驱动是i810_audio，现在已改为snd-intel8x0。因此需要把下面的内容添加到/etc/modprobe.conf中：
alias char-major-14 soundcore
然后执行“modprobe sound”加载声音模块，并使用下列命令检验声卡驱动：
#cat /proc/asound/cards
显示结果如下：
0 [SI7012]: ICH - SiS SI7012
解决方法是：
◆ 将/usr/bin/vmware-config.pl中所有的“/proc/ksyms”替换为“/proc/kallsyms”。使用“sed”命令可以达到这个目的。
◆ 重新运行该脚本，使用内核头文件编译新的内核模块。在编译过程中如发生错误，应该进入/usr/lib/vmware/modules/source，使用下面的命令将vmnet.tar解包：
#tar xvf vmnet.tar
◆ 进入vmnet-only目录修改bridge.c文件。将“atomic_add(skb->truesize, &sk->wmem_alloc);”修改为“atomic_add(skb->truesize, &sk->sk_wmem_alloc);”，并用类似的方式将“protinfo”改为“sk_protinfo”。
◆ 再次把vmnet-only目录用下面的命令重新打包为vmmon.tar：
#tar cvf vmmon.tar vmnet-only。
如果按照上面的操作依旧失败，另一解决方法是到http://ftp.cvut.cz/vmware/下载vmware-any-any-updateXX.tar.gz，将其解压到任何目录下，执行其中的runme.pl。
4)USB问题
新的2.6.0内核中使用的USB模块大多数已经改名，因此需要修改/etc/rc.sysinit中对USB子系统初始化的代码。将该文件中所有的“keybdev”改为“usbkbd”、“mousedev”改为“usbmouse”、“/proc/bus/usb”改为“/sys/bus/usb”，并在/etc/init.d/halt中进行同样的修改。此外，还要在/etc/rc.sysinit中找到“needusbstorage”，做如下修改：
needusbstorage=
如果USB总线是2.0的，还需将“ohci-hcd”改为“ehci-hcd”。
5)Sysfs问题
解决方法是:
◆ 建立目录/sys：#mkdir /sys
◆ 在/etc/rc.d/rc.sysinit文件中找到“mount -f /proc”，在其下一行加入“mount -f /sys”。
◆ 同样在/etc/rc.d/rc.sysinit文件中找到“action $"Mounting proc filesystem: " mount -n -t proc /proc /proc”，在其下一行加入“action $"Mounting sysfs filesystem: " mount -n -t sysfs /sys /sys”。
◆ 在/etc/fstab文件中加入“none /sys sysfs defaults 0 0”。
◆ 在/etc/init.d/halt的halt_get_remaining函数中找到“awk ' ~ /^\/$|^\/proc|^\/dev/”，改为“awk ' ~ /^\/$|^\/proc|^\/sys|^\/dev/”。
6)Hotplug（热插拔）问题
内核对热插拔功能的支持与KMOD内核线程有关。
解决方法是将/etc/rc.sysinit中所有的/proc/ksyms替换为/proc/kallsyms。执行如下命令：
#mv /etc/rc.d/rc.sysinit /etc/rc.d/rc.sysinit.bak
7)Glibc问题
用户可以升级Glibc标准库的软件包来解决该问题。因为有些发行版，例如Red Hat 9.0上默认安装的Glibc可能是被Red Hat内核小组修改过的。软件包的下载地址是：
ftp://ftp.rpmfind.net/linux/redhat/updates/9/en/os/i386/glibc-2.3.2-27.9.i386.rpm。
可以连同以下几个软件包一起升级：
ftp://ftp.rpmfind.net/linux/redhat/updates/9/en/os/i386/glibc-common-2.3.2-27.9.i386.rpm
ftp://ftp.rpmfind.net/linux/redhat/updates/9/en/os/i386/glibc-devel-2.3.2-27.9.i386.rpm
ftp://ftp.rpmfind.net/linux/redhat/updates/9/en/os/i386/glibc-utils-2.3.2-27.9.i386.rpm
如果使用“rpm -Uvh glibc*”失败，请用命令“rpm -e”先删除旧的Glibc，然后用命令“rpm -Uvh --force glibc*”强制安装。
其它问题
大家也许还会遇到其它问题，但是无论遇上什么问题都可以依照下列步骤尝试解决：
1．内核组件尽可能编译为模块。执行如下命令可以快速重建内核：
#make all modules_install install
2．软件失败的大多数情况是由于模块名已被更改，而/etc/rc.d/rc.sysinit和/etc/rcX.d/*下的脚本却没有修改这些值而导致的。因此，依次修改相关条目可以改进，但是这也需要相当多的背景知识。如果觉得麻烦，可以把所有加载模块的命令集中在/etc/rc.d/rc.local中。例如：
modprobe eth0
同时修改/etc/modoribe.conf文件。具体可参见“man modoribe.conf”获得更多的帮助信息。
3．如果想知道某模块变更后的名字，可以首先在“make menuconfig”时找到该选项，选择Help找到它的配置名称（CONFIG_*），然后到源代码相关目录下的makefile中寻找CONFIG_*。一般可以找到obj-$（CONFIG_*）一项，其值就是该模块的名字。
附:本文参考文章:http://tech.ccidnet.com/pub/article/c309_a103129_p1.html
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04/04/2006
拆解和定制initrd.img
为什么要拆解和定制initrd.img？
1. 什么是initrd.img,它有什么用?
initrd.img是Linux启动过程中很重要的一个文件，如果你编译内核时将一部分功能编译为可加载模块。如果系统的一些设备的驱动编译为可加载模，那么启动时如果没有指定INITRD=/path_to_initrd.img，那么系统启动或者会失败，或者启动后会有设备无法使用（像网卡或者其它设备）。
比如我的Dell Precision 470 计算机的Adaptec HostRaid 39320B SCSI控制卡驱动就编为可加载模块，如果没指定initrd.img或者指定的initrd.img中并没有包含正确的驱动模块（有些硬件很多系列的驱动都是一个名称，像Adaptec 的一系列Ultra320卡用的驱动模块名称都是aic79xx.o，但当前很多2.4版本内核模块中并不支持较新的39320B驱动），则系统启动时会挂起，并报告"kernel panic: VFS: Unable to mount root fs on 08:06"的错误。
2. 拆解initrd.img
很庆幸initrd.img可以进行拆解，或许这正是设计者高明所在。initrd.img不像通常的以.img为扩展名的ramdisk cramfs文件。它是经过用gzip -9进行压缩过的ramdisk文件。所以，如果直接用#mount initrd.img /temppath -o loop不能mount上，会报告你指定一个文件类型。 所以我拆解它的过程要先将其进行解压缩，然后再mount。下面是我的操作过程，可能有些命令用加些参数的方式更简捷，当我知道后会进行更新。
#cd 假设已经到你的initrd.img文件所在目录(最好先将其备份一个)
#mv initrd.img initrd.gz <--在我的RHEL AS3 U3 /bsh下，不做这一步的话，用gunzip解压时会报告扩展名不对
#gunzip initrd.gz /tmp/initrd <--解压后会生成一个不带扩展名的initrd文件
#mkdir /mnt/tmp
#mv /tmp/initrd /tmp/initrd.img <--将解压出的initrd文件加个.img的扩展名，在我的RHEL AS3 U3 下不做这一步，mount时会出错
#mount /tmp/initrd.img /mnt/tmp -o loop <--mount成功后，/mnt/tmp目录中将能看到initrd.img中的所有文件及目录
#cp -a /mnt/tmp/* /tmp/initrd.new <--拷贝一份方便编辑
#umount /mnt/tmp
#cd /tmp/initrd.new
切换到/tmp/initrd.new目录后，你可以按需要进行编辑。比如更新一些设备驱动模块，或者对其中的一些启动过程中会执行的shell script进行修改。
所有想要的修改完成后，进行打包生成新的initrd.img文件。方法如下：
#mkcramfs /tmp/initrd.new /tmp/newinitrd
#gzip -9 /tmp/newinitrd /tmp/newinitrd.gz
#mv /tmp/newinitrd.gz /tmp/initrd.img
上面的目录可以根据需要进行更改。如果在gnome下，有些解压缩、改名、复制可以直接用右键弹出菜单完成。
我修改initrd.img的起因还是归于用的那台Dell precision 470 及要用OSCAR4.1组建一个linux cluster（正在进行中，尚未完成）。OSCAR4.1包中所用的SystemImager32.2-1带的用于网络引导客户机的BOEL-kernel-2.4.25和initrd.img不支持Dell precision 470的Adaptec39320B HostRaid Control Card。此外，在上面装RedHat 9.0后进行内核重编译时，可能因为mkinitrd或者9.0内核版本的原因，生成的img文件无法使用。在此以我实际遇到的问题，主要讲讲更新initrd.img中的硬件驱动模块的方法，抛砖引玉。
模块跟kernel的版本相关，直接的用其它支持你硬件但kernel版本不同的模块进行替换通常不会成功，所以最好到kernel.org上下载所需要的kernel版本的源程序包。我解决我上面的问题的文法就是下载了Linux-2.4.25.tar.gz源程序，并解压到/usr/src目录，之后到adaptec.com网站下载到支持39320B HostRaid的适合linux-2.4版的驱动源程序，并解压替换2.4.25内核源程序中的驱动程序源代码。之后对内核进行重新编译（在本文不详述具体方法，网上有很多相关资料，或许有时间我会写一篇），用make menuconfig时最好直接选上随着原来kernel & initrd.img在一起的config文件。如果不出错，执行make modules_install后就生成了需要的模块(通常在目录/lib/modules/kernel-version)。 之后我用新的/lib/modules/kernel-version/lib/下的modules目录及其文件替换掉旧的initrd.img中的modules目录（当然先得拆解之，方法见第2部分）。
当然initrd.img可修改的部分还有很多，但在此只以自已实际做过的部分进行说明。
Question:
最近想用oscar4.1建个cluster，主节点(master node)安装好了RedHat EL AS3U3，并装好oscar4.1，并配置好dhcpd,pxe服务。利用oscar的wizard在主节点上生成了从节点(slave node)的image文件(oscar调用的systemimager生成image文件)。
之后启动了从节点，并且从节点成功的从主节点获取IP并找到配置文件。之后加载了主节点/tftpboot/目录下的kernel和initrd.img文件。但在后面进行硬件检测和运行自动安装脚本时出错。下面是从显示器上抄下来的输出信息，希望各位有过这方面经验的朋友给指点迷径。
Start_syslogdget_boel_binaries_tarball
autodetect_hardware_and_load_modules
get_hostname_by_hosts_file.
The kernel boot messages,which preceded this, may indicate why.
Partitioning /dev/sda...
安装时停在这了，并出现BusyBox built-in shell的提示符
我不明白为什么这个kernel不能成功找到我的scsi硬盘，既然kernel都已经包含有aic79xx.o的模块？
Any suggestions are appreciated !
Hardware and software information of master and slave nodes:
01/04/2006
BLOG下载问题睡想
昨晚洗澡，早早躺在床上了，迷迷糊糊之间突然想起关于BLOG搬家的问题，要启用第二空间必定要把现有的blog项搬到新的空间存放，人工完成不是我的风格，能用程序作的我绝不自己来弄。
嗯，刚刚又想到一个问题，下载到的字符流的编码问题关于，zz一篇文章留着讨论
每一个软件开发人员绝对必须掌握的关于 Unicode 和字符集的最基础的知识
关<
ASCII 码
同时，在亚洲发生了更加疯狂的事情。亚洲语言的字符集通常数以千计， 8 位已经不足以表达，这通常用一种
这些不同的假设（code page）在单个的机器上没有问题。而随着 Internet 的发展，字符串要从一个机器上移到
Unicode
实际上，Unicode 理解字符的方式是截然不同的，而这是我们必须了解的。
每一个字母表中的每一个抽象的字母，都被赋予了一个数字，比如 U+0645. 这个叫做 code point.
Encodings （编码）
这看起来很不错。可程序员们开始抱怨了，“看看那些零！”。因为有些是美国人，他们使用英语。而英语中很少需要使用 U+00FF 以上的
然后人们制定了 UTF-8. UTF-8 是用于保存 Unicode code points 的另一套系统。
16进制的最小的数 16进制的最大的数 内存中的字节序列
这看起来很不错，其中的英文字符和 ASCII 中一样。所以美国人根本没意识到有什么错误。只有世界上的其他国家需要使用高位的字节。
到目前为止已经介绍了三种 Unicode 的表示方法：
传统的双字节表示方法， 称为 UCS-2（因为有 2 个字节） 或者 UTF-16（因为有 16 个位）
还有一种就是新的 UTF-8. 如果你的程序只使用英文的话，它仍然会工作正常。
实际上还有一堆的其他办法对 Unicode 进行编码：
英文常用的一些编码有， Windows-1252（Windows 9x 标准 for 西欧语言）
UTF 7, 8, 16 以及 32 都有一个优点，能够正确的存储任何的 code point.
最简单，也是最重要的几个概念
如果你有一个字符串，在内存中，在文件中，或者在 Email 消息里，你必须知道它的编码是什么。否则你无法正确的解释或者显示给用户。
那么如何保留这样的编码标志，来表示字符串的编码？ 有一些基本的办法。
Content-Type:text/plain;charset="UTF-8"
对于 Web 页面来说，原来的做法是， Web 服务器随着 web 页面本身一起，发送一个类似于 Content-Type 的 http header.
这样做有一个问题。如果你的 Web 服务器同时有多个站点，站点由多个不同的人用不同的语言开发的程序混在一起。那么 Web 服务器将无从得知，
<html>
但是要注意， 这个 meta 标签必须放在 head 中靠前面的位置才能保证不会出问题。 因为 Web 服务器读到这里的时候，就会停止解析，
那么，作为 Web 浏览器来说，如果没有在 meta 标签中或者 http headers 中发现 Content-Type, 会怎么样呢？
在 VB, COM, Windows NT/2000/XP 中，默认的字符串类型是 UCS-2（2字节）的。
对于 Web 页面，最好统一为使用 UTF-8 编码。 这个编码已经被各种 web 浏览器支持了很多年了。
（完）
27/03/2006
公告
公告1
关于启动第二BLOG空间以及私有域名的通知
鉴于当前学校访问本人BLOG需要切换国内国际用户导致各位访问同学同事先生小姐大哥大姐小弟小妹们的麻烦，本人将启用第二BLOG空间， 同时为了节省大家的输入，已经申请了国际顶级域名 ，正在进行ICP备案，空间具体切换时间请等待我的MAIL通知，敬请关注。
公告2
关于MSN LIVE MESSAGE 的邀请
有需要的网友请留言发信均可，关于MSN LIVE MESSAGE 的相信介绍请自行查阅相关说明。
郭铃
2006.03.27
16/02/2006
可以把整个网络（一个自治系统AS）看成一个王国，这个王国可以分成几个 区(area)，现在我们来看看区域内的某一个人(你所在的机器root)是怎样得到一张 世界地图(routing table)的。
首先，你得跟你周围的人（同一网段如129.102）建立基本联系。你大叫一声 "我在这！"(发HELLO报文),于是，周围的人知道你的存在，他们也会大叫，这样你知道周围大概有哪些人，你与他们之间建立了邻居(neighbor)关系，当然，他们 之间也有邻居关系。
在你们这一群人中，最有威望(Priority优先级)的人会被推荐为首领（ Designated Router）首领与你之间是上下级关系(adjacency邻接)，它会与你建立单线联系，而不许你与其它邻居有过多交往，他会说："那样做的话，街上太挤了 "。
你只好通过首领来知道更多的消息了，首先，你们互通消息，他告诉你他知 道的所有地图的地名，你也会告诉他你现知道的地名，当然上也许只有你一个点。 (Database Des cription数据库描述报文)
你发现地名表中有你缺少的或比你新的东西，你会问他要一份更详细的资料 ，他发现你的地名表中有他需要的东西，他也会向你索求新资料。(Link State Request连接状态请求报文)
当然，你们毫不犹豫地将一份详细资料发送给对方。(Link State Update连 接状态升级报文)
收到地图后，互相致谢表示收到了。(Link State Ack连接状态响应报文)
现在，你已经尽你所能得到一份地图（Link State DataBase连接状态数据库 ），你去查找地图把到所有地方的路挑一条最近（shortest path最短路）的，记 为一张表格（routing table路由表），当然以后查这份表格就知道到目的地的一 条最近的路了。地图也要收好，万一表格上的某条路不通了可以通过图去找一条新的路。
其实跟你有联系的，只是周围一群人，外面的消息要通过首领来知道。因为 你的地图是跟首领的一致，我们假设你是首领，你要去画一份世界地图。
你命令所有手下向你通报消息，你可以知道你这一群人的任何一点点小动静 （event事件）。你手下还会有同时属于两群人的家伙（同一区内两网段），他会告诉你另一群人的地图，当然也会把你们这一群人的地图泄露，(不过，无所谓啦 )。这样，整个区的地图你知道了（对于不知道的那也没办法，我们尽力了）。
通过不停地交换地图，现在，整个区的人都有同样的地图了，住在区边境上 的人义不容辞地把这个区的地图（精确到每一群人）发送到别的区，把别的区信息 发送进来。国王会把这些边境的人命名为骨干（backbone area）。通过骨干人士 的不懈努力，现在，整个国家的地图你都了解得一清二楚了。
有些人"里通外国"（AS Boundary Router自治系统边界路由器） ，他们知 道一些"出国"(AS External route自治系统外部路由)的路，当然他们会把这些 秘密公之与众（import 引入），通过信息的传递，现在，你已经有一张完整的" 世界地图"了。
OSPF是这样标记最短的路的：对于某个目的地，首先，考虑是否有同一区内部到目的地的路（intra area区域内），如果有，则在其中取一条离你最近的（花 费最小），写进你的表格中,这个目的地可能是到本群体某个人也可能是到其他群 体的，对于经过其他区域的路由，你会不予考虑，跟自己人（同区域）打交道总比与外人（其他区域）打交道好；如果没有本区的路，你只好通过别的区域了（区域 间），你只要在地图上找最近的就是了；如果你发现目的地在国外，你也只能先把 它标记到你的表格上，期待什么时候王国扩张到那，你就可以把它标记到国内地图上了。 15/02/2006
#include <stdio.h>
struct Test
对于不定长结构，统一分配最大内存空间会带来巨大的浪费，而使用 vector 等数据结构效率又会比较低，因此可以使用在结构中插入长度信息的方式，配合不同的内存分配方式
举例：对于 FIB 下发过程中的结构
typedef struct tagFSYN_FibEntry{
ULONG ulVpnId;
UCHAR ucNextHopNum;
UCHAR ucReserve;
USHORT usPrefixLen;
ULONG ulDstIpAddr;
#define FSYN_MAX_NEXT_HOP 8
FSYN_NextHop_S astNextHop[FSYN_MAX_NEXT_HOP];
} FSYN_FibEntry_S;
其中 astNextHop 数组仅仅在等价路由存在的情况下才会大于 1 ，而对于几万条路由的存储下发 统一使用这个结构太浪费空间了 因此修改为
typedef struct tagAMS_Ipuc_Fib
{
UCHAR ucCountOfNextHopIp;
UCHAR ucPadding;
USHORT usNetMaskLen;
ULONG ulDestIpAdd;
ULONG ulVpnId;
AMS_IPUC_FIBUNIT_S RibInfoUnit[1];
}AMS_IPUC_FIB_S;
其中 ucCountOfNextHopIp 定义实际使用的 astNextHop 个数，在分配空间时采用 pstFIB=(AMS_IPUC_FIB_S *)((UCHAR *)pstFIB+sizeof(AMS_IPUC_FIB_S)+
sizeof(AMS_IPUC_FIBUNIT_S)*(pstFIB->ucCountOfNextHopIp-1));的方式
在使用时就可以直接访问 RibInfoUnit[0 —— ucCountOfNextHopIp-1] 而不会发生数组越界的问题 07/02/2006
主题:
Router#show interface e0/0
(1) 接口和活动状态
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