#计算某一点的明度

def getLightness( (r,g,b)):

   return (r*30+g*59+b*11)

                } catch (IOException e) {
                    // An exception when reading the error code is non-critical, it will cause another retry
                    // sending the message. Other than providing a more stable network connection to the APNS
                    // server we can't do much about it - so let's not spam the application's error log.
                    logger.info("Exception while waiting for error code", e);
                    delegate.connectionClosed(DeliveryError.UNKNOWN, -1);
                } finally {
                    close();
                }
            }

编译Linux c++代码的几个问题

1.c++项目移植到不同版本的linux平台，需要重新编译一次。可能并不能顺利地编译通过，
  问题可能出现：gcc编译器的版本，较高版的，对语法的检查更加的严格，遇到的问题是，
  include文件的依赖，template语法的声明，所依赖的系统库的缺失，在64位系统下编译
  32位程序等等。
 
2./usr/bin/ld: cannot find -lstdc++ 解决
  
sudo yum search "static" |grep "\(libc\|stdc\+\+\)"

将搜索到到包，安装上就行了。

3.x86_64 Linux Error: gnu/stub-32.h

Fix for the RHEL/CentOS 5.x for GCC gnu/stub-32.h missing error
Type the following yum command:
# yum -y install glibc-devel.i386
Fix for the RHEL/CentOS 6.x for GCC gnu/stub-32.h missing error
Type the following yum command:
# yum -y install glibc-devel.i686 glibc-devel

请索引帮助文档：
http://www.cyberciti.biz/faq/x86_64-linux-error-gnustub-32h-missing-error-and-solution/

4. uuid/uuid.h 找不到

yum -y install libuuid-devel

为什么我们放弃使用mongodb
http://dank.iteye.com/blog/1069050

mysql与mongodb的应用分析
http://dank.iteye.com/blog/1062025

vs2003安装步骤与可能问题的解决

2012-08-15 changshoumeng试验成功

1. 安装盘
   sc_vs.net_2003_prereq.iso
   VS.Net_2003_Enar_CHS_CD1.ISO
   VS.Net_2003_Enar_CHS_CD2.ISO
2. 安装步骤
2.1 安装 sc_vs.net_2003_prereq.iso
    可能出现问题：FrontPage2000 服务器扩展安装失败。
    解决办法：
       
              a：下载关于iis的完整包
              (说明：这一步解决的问题是，xp上可能并没有iis的安装文件)

              控制面板/添加或删除文件/添加或删除windows组件/
             
              b: 首先 勾选 [附件和工具] /详细信息D/取消勾选游戏/确定
              (说明：这一步解决的问题是，安装IIS 时出现安装程序无法复制文件zClinettm.exe)
            
              c: 然后 勾选 [Inernet信息服务(IIS)] /详细信息D/勾选FrontPage2000 服务扩展
              点击下一步 进行安装。
              (说明：这一步解决的问题时，FrontPage2000 服务器扩展组件安装失败)
2.2 安装VS.Net_2003_Enar_CHS_CD1.ISO
    可能出现的问题：
   错误 1308。未找到源文件: d:\everbox\vs2003\vs.net_2003_enar_chs_cd1\Program Files\Microsoft Visual Studio .NET 2003\SDK\v1.1

\Docs\2052\cpsamples.HxS。请验证文件是否存在以及是否可以访问它。
     解决办法：
      这些文件，都来自于VS.Net_2003_Enar_CHS_CD2.ISO里；
      只要从光盘2里把对应的文件拷贝到光盘1里，就行了。
      但是，如果这样的话，这样的操作就会出现很多次，颇为繁琐。
      于是我想，假如能够光盘1与光盘2合并一个光盘就好了。解决办法，使用文件同步工具 GoodSyncPro，
      将两个文件夹进行合并。
      继续点击重试，进行安装，这样就安装ok了。

参考网文：
http://hi.baidu.com/vc_net/item/086b31dff8ee4df792a97455

http://www.codesky.net/article/200911/125322.html

Linux SSH 安全策略一：关闭无关端口

　　网络上被攻陷的大多数主机，是黑客用扫描工具大范围进行扫描而被瞄准上的。所以，为了避免被扫描到，除了必要的端口，例如 Web、FTP、SSH 等，其他的都应关闭。值得一提的是，我强烈建议关闭 icmp 端口，并设置规则，丢弃 icmp 包。这样别人 Ping 不到你的服务器，威胁就自然减小大半了。丢弃 icmp 包可在 iptables 中， 加入下面这样一条：

-A INPUT -p icmp -j DROP

Linux SSH 安全策略二：更改 SSH 端口

　　默认的 SSH 端口是 22。强烈建议改成 10000 以上。这样别人扫描到端口的机率也大大下降。修改方法：

# 编辑 /etc/ssh/ssh_config
vi /etc/ssh/ssh_config
# 在 Host * 下 ，加入新的 Port 值。以 18439 为例（下同）：
Port 22
Port 18439

# 编辑 /etc/ssh/sshd_config
vi /etc/ssh/sshd_config
#加入新的 Port 值
Port 22
Port 18439

# 保存后，重启 SSH 服务：
service sshd restart

　　这里我设置了两个端口，主要是为了防止修改出错导致 SSH 再也登不上。更改你的 SSH 客户端(例如：Putty)的连接端口，测试连接，如果新端口能连接成功，则再编辑上面两个文件，删除 Port 22 的配置。如果连接失败，而用 Port 22 连接后再重新配置。

　　端口设置成功后，注意同时应该从 iptables 中， 删除22端口，添加新配置的 18439，并重启 iptables。

　　如果 SSH 登录密码是弱密码，应该设置一个复杂的密码。Google Blog 上有一篇强调密码安全的文章：Does your password pass the test?

Linux SSH 安全策略三：限制 IP 登录

　　如果你能以固定 IP 方式连接你的服务器，那么，你可以设置只允许某个特定的 IP 登录服务器。例如我是通过自己的 VPN 登录到服务器。设置如下：

# 编辑 /etc/hosts.allow
vi /etc/hosts.allow
# 例如只允许 123.45.67.89 登录
sshd:123.45.67.89

Linux SSH 安全策略四: 使用证书登录 SSH

　　相对于使用密码登录来说，使用证书更为安全。自来水冲咖啡有写过一篇详细的教程，征得其同意，转载如下：

为CentOS配置SSH证书登录验证

来源：自来水冲咖啡

下午帮公司网管远程检测一下邮件服务器，一台CentOS 5.1，使用OpenSSH远程管理。

检查安全日志时，发现这几天几乎每天都有一堆IP过来猜密码。看来得修改一下登录验证方式，改为证书验证为好。

为防万一，临时启了个VNC，免得没配置完，一高兴顺手重启了sshd就麻烦了。（后来发现是多余的，只要事先开个putty别关闭就行了）

以下是简单的操作步骤：

1）先添加一个维护账号：msa

2）然后su - msa

3）ssh-keygen -t rsa
指定密钥路径和输入口令之后，即在/home/msa/.ssh/中生成公钥和私钥：id_rsa id_rsa.pub

4）cat id_rsa.pub >> authorized_keys
至于为什么要生成这个文件，因为sshd_config里面写的就是这个。
然后chmod 400 authorized_keys，稍微保护一下。

5）用psftp把把id_rsa拉回本地，然后把服务器上的id_rsa和id_rsa.pub干掉

6）配置/etc/ssh/sshd_config
Protocol 2
ServerKeyBits 1024
PermitRootLogin no  #禁止root登录而已，与本文无关，加上安全些

#以下三行没什么要改的，把默认的#注释去掉就行了
RSAAuthentication yes
PubkeyAuthentication yes
AuthorizedKeysFile    .ssh/authorized_keys

PasswordAuthentication no
PermitEmptyPasswords no

7）重启sshd
/sbin/service sshd restart

8）转换证书格式，迁就一下putty
运行puttygen，转换id_rsa为putty的ppk证书文件

9）配置putty登录
在connection--SSH--Auth中，点击Browse,选择刚刚转换好的证书。
然后在connection-Data填写一下auto login username，例如我的是msa
在session中填写服务器的IP地址，高兴的话可以save一下

10）解决一点小麻烦
做到这一步的时候，很可能会空欢喜一场，此时就兴冲冲的登录，没准登不进去：
No supported authentication methods available

这时可以修改一下sshd_config，把
PasswordAuthentication no临时改为：
PasswordAuthentication yes 并重启sshd

这样可以登录成功，退出登录后，再重新把PasswordAuthentication的值改为no，重启sshd。
以后登录就会正常的询问你密钥文件的密码了，答对了就能高高兴兴的登进去。

至于psftp命令，加上个-i参数，指定证书文件路径就行了。

　　如果你是远程操作服务器修改上述配置，切记每一步都应慎重，不可出错。如果配置错误，导致 SSH 连接不上，那就杯具了。

　　基本上，按上述四点配置好后，Linux 下的 SSH 访问，是比较安全的了。当然，安全与不安全都是相对的，你应该定期检查服务器的 log，及时发现隐患并排除。如果你有更好的安全建议，欢迎在评论区留言指正。:)

CPU三种工作模式总结

CPU三种模式

处理器有3种工作模式：实模式、保护模式和虚拟86模式。实模式和虚拟86模式是为了和8086处理器兼容而设置的。在实模式下，80386处理器就相当于一个快速的8086处理器。保护模式是80386处理器的主要工作模式。在此方式下，80386可以寻址4GB的地址空间，同时，保护模式提供了80386先进的多任务、内存分页管理和优先级保护等机制。为了在保护模式下继续提供和8086处理器的兼容，80386又设计了一种虚拟86模式，以便可以在保护模式的多任务条件下，有的任务运行32位程序，有的任务运行MS-DOS程序。在虚拟86模式下，同样支持任务切换、内存分页管理和优先级，但内存的寻址方式和8086相同，也是可以寻址1 MB的空间。

【批注：处理器从8086升级到80386，工作模式也从实模式升级到保护模式，为了兼容8086产生虚拟86模式】

由此可见，80386处理器的3种工作模式各有特点且相互联系。实模式是80386处理器工作的基础，这时80386当做一个快速的8086处理器工作。在实模式下可以通过指令切换到保护模式，也可以从保护模式退回到实模式。虚拟86模式则以保护模式为基础，在保护模式和虚拟86模式之间可以互相切换，但不能从实模式直接进入虚拟86模式或从虚拟86模式直接退到实模式。

【批注：实模式→保护模式→虚拟86模式】

1.   实模式

80386处理器被复位或加电的时候以实模式启动。这时候处理器中的各寄存器以实模式的初始化值工作。80386处理器在实模式下的存储器寻址方式和8086是一样的，由段寄存器的内容乘以16当做基地址，加上段内的偏移地址形成最终的物理地址，这时候它的32位地址线只使用了低20位。在实模式下，80386处理器不能对内存进行分页管理，所以指令寻址的地址就是内存中实际的物理地址。在实模式下，所有的段都是可以读、写和执行的。

【批注：物理地址】  

实模式下80386不支持优先级，所有的指令相当于工作在特权级（优先级0），所以它可以执行所有特权指令，包括读写控制寄存器CR0等。实际上，80386就是通过在实模式下初始化控制寄存器，GDTR，LDTR，IDTR与TR等管理寄存器以及页表，然后再通过加载CR0使其中的保护模式使能位置位而进入保护模式的。实模式下不支持硬件上的多任务切换。

【批注：多任务】

实模式下的中断处理方式和8086处理器相同，也用中断向量表来定位中断服务程序地址。中断向量表的结构也和8086处理器一样，每4个字节组成一个中断向量，其中包括两个字节的段地址和两个字节的偏移地址。

【批注：中断向量】

从编程的角度看，除了可以访问80386新增的一些寄存器外，实模式的80386处理器和8086有什么进步呢？其实最大的好处是可以使用80386的32位寄存器，用32位的寄存器进行编程可以使计算程序更加简捷，加快了执行速度。比如在8086时代用16位寄存器来完成32位的乘法和除法时，要进行的步骤实在是太多了，于是考试时出这一类的题目就成了老师们的最爱，所以那时候当学生做梦都想着让寄存器的位数快快长，现在梦想终于成真了，用32位寄存器一条指令就可以完成（问题是老师们也发现了这个投机取巧的办法，为了达到让学生们基础扎实的目的，也把题目换成了64位的乘法和除法，所以现在晚上做的梦换成了寄存器忽然长到了64位）；其次，80386中增加的两个辅助段寄存器FS和GS在实模式下也可以使用，这样，同时可以访问的段达到了6个而不必考虑重新装入的问题；最后，很多80386的新增指令也使一些原来不很方便的操作得以简化，如80386中可以使用下述指令进行数组访问：

          mov   cx,　[eax + ebx*2 + 数组基地址]

这相当于把数组中下标为eax和ebx的项目放入cx中；ebx * 2中的2可以是1，2，4或8，这样就可以支持8位到64位的数组。而在8086处理器中，实现相同的功能要进行一次乘法和两次加法。另外，pushad和popad指令可以一次把所有8个通用寄存器的值压入或从堆栈中弹出，比起用下面的指令分别将8个寄存器入栈要快了很多：

          push  eax   

          push  ebx   

          ...   

          pop   ebx   

          pop   eax

当然，使用了这些新指令的程序是无法拿回到8086处理器上去执行的，因为这些指令的编码在8086处理器上是未定义的。

   【批注：新增针对３２位寄存器的指令，简化操作】

2.   保护模式

当80386工作在保护模式下的时候，它的所有功能都是可用的。这时80386所有的32根地址线都可供寻址，物理寻址空间高达4 GB。在保护模式下，支持内存分页机制，提供了对虚拟内存的良好支持。虽然与8086可寻址的1 MB物理地址空间相比，80386可寻址的物理地址空间可谓很大，但实际的微机系统不可能安装如此大的物理内存。所以，为了运行大型程序和真正实现多任务，虚拟内存是一种必需的技术。

【批注：虚拟内存】

保护模式下80386支持多任务，可以依靠硬件仅在一条指令中实现任务切换。任务环境的保护工作是由处理器自动完成的。在保护模式下，80386处理器还支持优先级机制，不同的程序可以运行在不同的优先级上。优先级一共分0～3   4个级别，操作系统运行在最高的优先级0上，应用程序则运行在比较低的级别上；配合良好的检查机制后，既可以在任务间实现数据的安全共享也可以很好地隔离各个任务。从实模式切换到保护模式是通过修改控制寄存器CR0的控制位PE（位0）来实现的。在这之前还需要建立保护模式必需的一些数据表，如全局描述符表GDT和中断描述符表IDT等。

DOS操作系统运行于实模式下，而Windows操作系统运行于保护模式下。

   【批注：多任务，优先级】

3.   虚拟86模式

虚拟86模式是为了在保护模式下执行8086程序而设置的。虽然80386处理器已经提供了实模式来兼容8086程序，但这时8086程序实际上只是运行得快了一点，对CPU的资源还是独占的。在保护模式的多任务环境下运行这些程序时，它们中的很多指令和保护模式环境格格不入，如段寻址方式、对中断的处理和I/O操作的特权问题等。为了在保护模式下工作而丢弃这些程序的代价是巨大的。设想一下，如果Windows或80386处理器推出的时候宣布不能运行以前的MS-DOS程序，那么就等于放弃了一个巨大的软件库，Windows以及80386处理器可能就会落得和苹果机一样的下场，这是Microsoft和Intel都不愿看到的。所以，80386处理器又设计了一个虚拟86模式。

   【批注：在保护模式下，兼容8086】

虚拟86模式是以任务形式在保护模式上执行的，在80386上可以同时支持由多个真正的80386任务和虚拟86模式构成的任务。在虚拟86模式下，80386支持任务切换和内存分页。在Windows操作系统中，有一部分程序专门用来管理虚拟86模式的任务，称为虚拟86管理程序。

既然虚拟86模式以保护模式为基础，它的工作方式实际上是实模式和保护模式的混合。为了和8086程序的寻址方式兼容，虚拟86模式采用和8086一样的寻址方式，即用段寄存器乘以16当做基址再配合偏移地址形成线性地址，寻址空间为1  MB。但显然多个虚拟86任务不能同时使用同一位置的1 MB地址空间，否则会引起冲突。操作系统利用分页机制将不同虚拟86任务的地址空间映射到不同的物理地址上去，这样每个虚拟86任务看起来都认为自己在使用0～1MB的地址空间。

【批注：虚拟86模式 = 实模式 + 保护模式】

8086代码中有相当一部分指令在保护模式下属于特权指令，如屏蔽中断的cli和中断返回指令iret等。这些指令在8086程序中是合法的。如果不让这些指令执行，8086代码就无法工作。为了解决这个问题，虚拟86管理程序采用模拟的方法来完成这些指令。这些特权指令执行的时候引起了保护异常。虚拟86管理程序在异常处理程序中检查产生异常的指令，如果是中断指令，则从虚拟86任务的中断向量表中取出中断处理程序的入口地址，并将控制转移过去；如果是危及操作系统的指令，如cli等，则简单地忽略这些指令，在异常处理程序返回的时候直接返回到下一条指令。通过这些措施，8086程序既可以正常地运行下去，在执行这些指令的时候又觉察不到已经被虚拟86管理程序做了手脚。MS-DOS应用程序在Windows操作系统中就是这样工作的。

#ifndef C_Class
#define C_Class struct
#endif
//////////////////////////////////////////////////////////////////////////
//数据定义
//////////////////////////////////////////////////////////////////////////
C_Class A
{
 C_Class A *A_this;
 void (*Foo)(C_Class A *A_this);
 int a;
 int b;
};

C_Class B
{            //B继承了A
 C_Class B *B_this;     //顺序很重要
 void (*Foo)(C_Class B *Bthis);   //虚函数
 int a;
 int b;
 
 int c;
};
//////////////////////////////////////////////////////////////////////////
//成员函数
//////////////////////////////////////////////////////////////////////////
void A_Foo(C_Class A *Athis)
{
 printf("It is A.a=%d\ ",Athis->a);
}

void B_Foo(C_Class B *Bthis)
{
 printf("It is B.c=%d\ ",Bthis->c);
}

//////////////////////////////////////////////////////////////////////////
//构造函数
//////////////////////////////////////////////////////////////////////////
void A_Creat(struct A* p)
{
 p->Foo=A_Foo;
 p->a=1;
 p->b=2;
 p->A_this=p;
}

void B_Creat(struct B* p)
{
 p->Foo=B_Foo;
 p->a=11;
 p->b=12;     
 p->c=13;
 p->B_this=p;
}
//////////////////////////////////////////////////////////////////////////
//函数入口
//////////////////////////////////////////////////////////////////////////
int main(int argc, char* argv[])
{
 C_Class A *ma,a;
 C_Class B *mb,b;
 
 A_Creat(&a);//实例化
 B_Creat(&b);
   
 mb=&b;
 ma=&a;
   
 ma=(C_Class A*)mb;//引入多态指针
 printf("%d\ ",ma->a);//可惜的就是 函数变量没有private
 ma->Foo(ma);//多态
 a.Foo(&a);//不是多态了
 return 0;
}

1、 C++ 定义了哪些类型转换操作符？分别有什么作用？

① 定义了四个操作符：static_cast，const_cast，dynamic_cast和reinterpret_cast。

② static_cast：可以被用于强制类型转换（例如，non-const对象转换为const对象，int转换为double，等等），它还可以用于很多这样的转换的反向转换（例如，void*指针转换为有类型指针，基类指针转换为派生类指针）。但是它不能将一个const对象转换为一个non-const对象（只有const-cast能做到）。它最接近于C-style的转换。

③const_cast：一般用于强制消除对象的常量性。它是唯一能做到这一点的C++风格的强制类型。

④dynamic_cast：主要用于执行“安全的向下转型”。也就是说，要确定一个对象是否是一个继承体系中的一个特定类型。它是唯一不能用旧风格语法执行的强制类型转换，也是唯一可能有重大运行时代价的强制转换。

2、 C++ 定义了哪些访问控制关键字？分别有什么作用？

简单可以归为以下两种描述：

1）一个类友元（包含友元函数或者友元类的成员函数或者友元类的所有成员函数）可以访问该类的任何成员（包括成员变量及成员方法）。

3、 类的继承方式和区别？

派生类继承方式的影响

类的继承方式有三种：private、protected、public。

1）private属性不能被继承。

2）

4、 在什么情形下调用虚函数不会有多态性？为什么？

由虚函数实现的动态多态性的方法：

1.      在基类用virtual声明成员函数为虚函数。

2.      在派生类中重新定义此函数。

3.      定义一个指向基类对象的指针变量，并使它指向同一类族中需要调用该函数的对象。

4.      通过该指针变量调用此虚函数，此时调用的就是指针变量指向的对象的同名函数。

因此，总结如下：

1、基类函数未使用virtual声明而子类中使用virtual关键字声明时调用虚函数不会有多态性；

2、基类使用virtual而子类未重新实现该虚函数则不会有多态性；

3、  使用子类创建的对象转换成基类类型调用虚函数不会有多态性；

5.      构造函数调用顺序。

class Y {...}
class X : public Y {...}
X one;

构造函数的调用顺序是下面的顺序：

Y(); // 基类的构造函数
X(); // 继承类的构造函数

对于多基类的情况，下面是一个例子：

class X : public Y, public Z
X one;

构造函数以声明的次序调用。

Y(); // 基类构造函数首先被调用
Z();
X();

虚基类的构造函数在任何非虚基类构造函数前调用。如果构造中包括多个虚基类，它们的调用顺序以声明顺序为准。..

如果虚类是由非虚类派生而来，那非虚类的构造函数要先被调用。下面是一个例子：

class X : public Y, virtual public Z
X one;

调用顺序如下：

Z(); // 虚基类初始化
Y(); // 非虚基类
X(); // 继承类

下面是一个复杂的例子：

class base;
class base2;
class level1 : public base2, virtual public base;
class level2 : public base2, virtual public base;
class toplevel : public level1, virtual public level2;
toplevel view;

构造函数调用顺序如下：

base(); // 虚基类仅被构造一次
base2();
level2(); // 虚基类
base2();
level1();
toplevel();

如果类继承中包括多个虚基类的实例，基类只被初始化一次。

1、如果类里面有成员类，成员类的构造函数优先被调用；

2、创建派生类的对象，基类的构造函数函数优先被调用（也优先于派生类里的成员类）；

3、 基类构造函数如果有多个基类则构造函数的调用顺序是某类在类派生表中出现的顺序而不是它们在成员初始化表中的顺序；
4、成员类对象构造函数如果有多个成员类对象则构造函数的调用顺序是对象在类中被声明的顺序而不是它们出现在成员初始化表中的顺序；
5、派生类构造函数
作为一般规则派生类构造函数应该不能直接向一个基类数据成员赋值而是把值传递给适当的基类构造函数否则两个类的实现变成紧耦合的（tightly coupled）将更加难于正确地修改或扩展基类的实现。（基类设计者的责任是提供一组适当的基类构造函数）

6. RTTI是什么，怎么实现的？举个例子。

RTTI即运行时类型识别，通过它程序能够使用基类的指针或引用来检查这些指针或引用所指的对象的实际派生类型。

RTTI提供了一下两个非常有用的操作符：

1、typeid操作符，返回指针和引用所指的实际类型

2、dynamic_cast操作符，将基类类型的指针或引用安全地转换为派生类型的指针或引用。