增加系统总结 第1篇

下面列举，一年中遇到的故障与大家分享交流，敬请各位领导及同事批评指正。

首先，检查光纤信号传输是否会中断，属于正常。然后，查看配置没有错误，同时本地连接会断开又连接，循环好几次，观看定制终端的运行指示灯，运行不稳定自动重启。

我检查了配置没有问题，然后如果lan专线掉包呢，那么qq软件也会下线的，这很奇怪。于是，拨通了xx数码工程师xxx的手机，向他说了故障问题，请他帮远程检查，几分钟后，工程师回电话了，说我配置出错，经过手机沟通工程师的`耐心指导，问题得到了解决，这时我才想到是我太粗心不够认真出现的错误，下次一定不能出现此类问题，而影响用户的正常使用。

通过处理这个故障以后，我对中国电信服务理念“用户至上，用心服务”又有了一个深刻的认识，就是“认真与负责”的工作态度，在工作中是显得非常重要的，不能有半点马虎，我们要树立个人的责任心和首问责任制，在处理问题时，不能互相推诿，应该迎难而上。

为了提升客户感知度，建立与用户的良好友谊，言谈举止时，应有一种思想态度“自己是代表xx企业的，在工作中维护企业形象”在工作中应该积极的不断的探索学习，不能认为自己懂了一些常识就骄傲自满，应认识自己的不足，在闲暇时与同事互相多切磋交流，取长补短，促进提升个人的维护技能，以备将工作做得更好，体现出一个团队的团结协作。

我坚信，我们在今后的工作中一定会做得更好!祝愿中国电信更加强大与繁荣富强!

增加系统总结 第2篇

回顾过去的一年，在市县公司工区领导指导下取得的一些成绩，但也有一些不足。现就运行工作总结如下：

一、努力学习新知识，掌握新设备，提高业务技能。

我所工作的单位是一所建设刚2年的变电站，有着配套齐全的办公设施和生活用具，有着慕煞旁人的生活和学习的条件。自从20xx年4月进入110kV变电站工作以来，在市县工区领导关怀指导下努力改变以往工作模式与方法。从一个干好自己工作为己任，无关他人的自我态度，通过不断的学习和锻炼，逐步转变为互相帮助，共同完成与提高的协同办公新模式。记得建站投运之始，依然是每天跟班日出而作，日落而栖学习设备的理论和操作方法。终是初步接触110千伏变电站设备，在市工区领导平时工作担心忧郁的语气中，我常感无形的工作压力，正吞噬着我;而这，也正深深的'激励着我，更加以自觉学习业务知识。

直到去年的某天，在一派新设备无故障的思想中，几乎把尚存脑海的业务知识遗忘殆尽的时，突然接到地调110kV624线路配合停电检修的操作指令，在市工区领导仍然有些担心的口吻中，我以正确的事故处理方法及操作步骤面对，在默认处理措施后，在长长的电话线那边，似乎看见领导在稍稍放松的神情里，正用赞许的眼光望着我。

二、立足本岗位，发挥党员模范带头作用。

作为变电站一名基层党员，爱岗敬业、忠贞不渝，在保持党的纯洁性工作和意识形态中，唯有加强变电站平时安全运行意识的养成和既定制度管理的落实，服务好人民群众，促进变电运维工作的全面发展，才是爱党、爱国家、爱公司应有的体现。我在过去的一年中主动学习党的方针政策，加强党性修养，进一步提高自己的政治觉悟和工作能力，在尽职履责中发挥模范带头作用。在公司基层变电站里营造和谐工作氛围，勇于担当，充分体现党员的优秀价值。

三、继往开来，把一腔工作热情付诸于无限的为人民服务中去。

增加系统总结 第3篇

1.软硬件环境监控

2.系统性能评估和优化

按季度对服务器、应用系统、中间件系统、数据库系统的运行状态和性能进行评估，评估系统的'功能缺陷、用户满意度及问题反馈机制等，根据评估结果实施的优化工作，及时消除系统可能存在的安全隐患和威胁，确保在性能上使平台具备必要的安全性、可靠性、可用性。

3.业务运维

1)技术咨询服务

面向自治区内各级税务部门和各保险公司，在运维服务期内提供7×24小时电话技术咨询服务和5×8小时的驻场运维服务。

2)问题信息处理

接收各级税务部门、中保信全国车险信息平台及西藏自治区内各保险公司发来的车辆问题信息，并根据反馈的问题进行相应的处理，如修改核定库车辆排量、车辆类型、号牌号码等，使得车辆能正常完税。

3)业务技术支持

根据财产和行为税处提出的业务管理需求，提供相应的数据统计、整理、分析、调整等技术支持工作。

4)业务功能调整优化

协助财产和行为税处及时收集、整理业务管理过程中提出的关于系统升级完善业务需求，并反映给国家_主管部门。

4.数据处理

数据处理包括日常数据管理工作、数据采集处理和异常数据处理，其中：

1)日常数据管理工作

按天完成数据备份、导库等项工作；按月完成数据对账工作；按月配合国家_系统平台完成异地缴税数据的上传和下发工作；按年完成当地问题车辆名单数据的生成、上传和下发工作。

2)数据采集处理

采集往年的历史数据和第三方的数据，并完成数据清洗、比对、核查、整合处理等项工作，通过建立西藏自治区车船税税源数据库，保证车船税税源数据的准确性和代收代缴数据的一致性。

数据统计分析：根据财产和行为税处的要求完成针对车船税代收代缴工作的数据统计和分析工作。

3)异常数据处理

采取各种技术手段，完成外部数据导入和更新中出现的异常诊断与排除的任务。对日常业务过程中出现的异常数据进行诊断与排除。定期或不定期地根据数据变化情况，调整数据清洗模型，确保车船税数据库的数据完整、可靠。

5.系统升级

配合国家_和中保信全国车险信息平台完成系统升级时的升级版本部署、联调测试和数据验证工作。

6.应急故障处理

系统发生故障时的应急处理工作，包括故障的排查、恢复、数据补传等。要求应按照事先定义好的应急预案，与中保信和自治区保协配合共同完成应急故障的处理工作。

7.完税库上线

根据公司统一安排，完成了西藏完税库的上线工作，使得保险公司具备了完税证的真伪查询，进一步杜绝了偷税漏税。

8. 车船税后台管理系统上线

配合xxx彭工完成了车船税后台管理系统，使得财产和行为税处更直观的审阅查询车船税的相关数据。

9.签订合同

经于税务局的积极谈判沟通，与西藏自治区税务局签订了3年的车船税运维服务合同。

10.其他工作

除了完成本职工作外，还积极参与财产和行为税处的日常工作，如资料报送、维稳值班、外联工作等，用以维护好税务局与我公司的良好合作关系。

增加系统总结 第4篇

时间飞逝，一晃而过，弹指之间20xx年已过去，作为公司的一名运维工程师，在公司领导及各部门各同事的帮助下，我顺利的完成了各项工作。在具体工作中，我努力做好服务工作。为了今后更好地工作，完善不足，特此将我20xx年的工作情况做一个总结：

一、工作总结

工作内容：我负责的工作主要有二个方面

工作完成情况：

(三)完成公司oa系统的.日常维护工作，调整oa论坛板块，增加公司新闻、意见建议、纪念建党九十周年、纪念辛亥革命一百周年等板块并及时更新其内容，让员工及时了解公司新闻动态，提高自身思想觉悟。完成对oa系统帐号的管理工作，赋予每个帐号相对应的使用权限，对新入职、离职员工帐号做到及时添加和删除，对各地托管资产管理员帐号按地区分别分组。

增加系统总结 第5篇

论文摘要:开发电力系统继电保护中级工教学培训包是“双证书制”教学的新途径之一。加强“双证书制”教学的认识，转变教育理念，提高教师责任心及专业素质，调动学生的学习积极性，是教学培训包实施的必要措施。

作为学校的教研项目，笔者于2005年起开发出电力系统继电保护中级工教学培训包并对之进行实施，取得了良好效果，现谈几点经验和体会。

一、开发电力系统继电保护中级工教学培训包的必要性及其目标

把学历教育与国家职业资格证书认证体系衔接起来;加强学历教育与职业资格认证的结合，使学生在取得学历证书的同时获得相应的资格证书，即“双证书制”。从2003年起，我校在完成学历教育的同时，开展了多项工种的职业技能鉴定培训与考试，即进行“双证书制”教学。电力系统继电保护是各类高等院校有关电力专业的一门专业必修课，也是电力行业的一项主要技术工种。近年来，随着我校“双证书制”教学的深入，参加继电保护中级工职业技能鉴定考试的学生占毕业生人数的比例逐年快速增长。为更好地落实“双证书制”教学方案，提高学生的学习效率，保证教学质量，必须开发出一套电力系统继电保护中级工教学培训包，使其以职业能力培养和职业资格评定为核心，将《国家职业技能鉴定大纲(继电保护)》中对继电保护中级工应熟悉、掌握和具备的理论知识和专业技能按模块分布在学历教育的各个教学环节，使教师在每个教学过程中心中有数，重点突出;学生在学习过程中目标明确，学以致用。在保证学历教育教学质量的同时，提高学生职业技能考核的通过率，即提高学生的职业技能，保证人才的培养质量，满足用人单位的需求。

二、开发电力系统继电保护中级工教学培训包的途径

1、开发电力系统继电保护中级工教学培训包需解决的主要问题

(1)将用人单位对继电保护中级工理论知识及实践技能的需求与《国家职业技能鉴定大纲(继电保护)》有机结合起来，构建继电保护中级工教学培训包的总体框架，创建培训包的各个教学培训模块及其任务书。

(2)将构建的继电保护中级工教学培训包与学校的学历教育有机结合起来，探索各个教学培训模块任务书的实施方式和方法。

2、开发继电保护中级工教学培训包的流程

(1)原始数据采集环节。即采集继电保护中级工岗位的工作性质和特点、应具备的有关理论知识及专业技能等。

(2)分类统计、构建总体方案环节。分类统计、构建总体方案环节主要是对采集的原始数据和信息进行分类统计、分析整理，结合《国家职业技能鉴定大纲(继电保护))，构建出电力系统继电保护中级工教学培训包的总体框架，编写总体方案，制定各个教学培训模块。

(3)构建各个模块任务书环节。本环节的任务是根据电力系统继电保护中级工教学培训包总体方案，将各个教学培训模块与学历教育的各个教学环节有机结合起来，拟定各教学培训模块的任务书。明确各个教学培训模块的目标、内容、培训时间及相关课程、实施的方式、方法和实施效果的检测等内容，然后咨询有关专家，对构建的总体框架及拟定的各模块任务书进行论证，确立电力系统继电保护中级工教学培训包的总体方案及详细的各模块培训任务书。

(4)确定学生，实施教学培训环节。本环节根据已创建的卑力系统继电保护中级工教学培训包各模块任务书，按照优、良、中、及格的学习成绩选取学生，并实施教学培训。

(5)考评、完善环节。主要是通过河南省电力系统职业技能鉴定考试，对选取培训的学生进行继电保护中级工技能鉴定考核，并对其考核成绩进行统计、分析、评价。

三、电力系统继电保护中级工教学培训包实施效果与开发体会

利用电力系统继电保护中级工教学培训包实施教学培训的学生，在通过我校学历教育各项考试获取毕业证书的同时，参加河南省电力系统的继电保护中级工技能鉴定考试，全部合格并获继电保护中级工证书。

通过对继电保护中级工教学培训包的开发，笔者有如下几点体会。

(1)理解国家《职业技能鉴定大纲》中对有关工种的要求，了解生产现场对有关工种的需求，熟悉有关工种学历教育的各个教学环节是开发出教学培训包的基本保证。

增加系统总结 第6篇

当读写分离不能满足业务需要时，就需要考虑使用分库分表模式了。当确定要对数据库做优化时，应该优先考虑使用读写分离的模式，只有在读写分离的模式已经没办法承受业务的流量时，我们才考虑分库分表的模式。分库分表模式的最终效果是把单库单表变成多库多表，如下图。

首先来说下分表，分表可以分为垂直拆分和水平拆分。垂直拆分就是按业务维度拆，假设原来有张订单表有100个字段，可以按不同的业务纬度拆成多张表，比如用户信息一张表，支付信息一张表等等，这样每张表的字段相对来说都不会特别多。

水平拆分是把一张表拆分成N张表，比如把1张订单表，拆成512张订单子表。

在实践中可以只做水平拆分或垂直拆分，也可以同时做水平及垂直拆分。

说完了分表，那分库是什么呢？分库就是把原来都在一个DB实例中的表，按一定的规则拆分到N个DB实例中，每个DB实例都会有一个master，相当于是多mater的架构，同时为了保证高可用性，每个master至少要有1个slave，来保证master宕机时slave能及时顶上，同时也能保证数据不丢失。拆分完后每个DB实例中只会有部分表。

由于是多master的架构，分库分表除了包含读写分离模式的所有优点外，还可以解决读写分离架构中无法解决的TPS过高的问题，同时分库分表理论上是可以无限横向扩展的，也解决了读写分离架构下从库数量有限的问题。当然在实际的工程实践中一般需要提前预估好容量，因为数据库是有状态的，如果发现容量不足再扩容是非常麻烦的，应该尽量避免。

在分库分表的模式下可以通过不启用查询从库的方式来避免主从延迟的问题，也就是说读写都在主库，因为在分库后，每个master上的流量只占总流量的1/N，大部分情况下能扛住业务的流量，从库只作为master的备份，在主库宕机时执行主从切换顶替master提供服务使用。 说完了好处，再来说说分库分表会带来的问题，主要有以下几点：

分库分表一般需要中间件的支持，常见的模式有两种：客户端模式和代理模式。客户端模式会通过在服务上引用client包的方式来实现分库分表的逻辑，比较有代表的是开源的sharding JDBC。 代理模式是指所有的服务不是直接连接MySQL，而是通过连接代理，代理再连接到MySQL的方式，代理需要实现MySQL相关的协议。

两种模式各有优劣势，代理模式相对来说会更复杂，但是因为多了一层代理，在代理这层能做更多的事情，也比较方便升级，而且通过代理连接数据库，也能保证数据库的连接数稳定。使用客户端模式好处是相对来说实现比较简单，无中间代理，理论上性能也会更好，但是在升级的时候需要业务方改造代码，因此升级会比代理模式更困难。在饿了么使用的是代理模式，饿了么有统一的数据库访问中间件——DAL，负责代理所有的数据库，实现分库分表逻辑，对业务保持透明。

在业务中我们会使用事务来处理多个数据库操作，通过事务的4个特性——一致性、原子性、持久性、隔离性来保证业务流程的正确性。在分库分表后，会将一张表拆分成N张子表，这N张子表可能又在不同的DB实例中，因此虽然逻辑上看起来还是一张表，但其实已经不在一个DB实例中了，这就造成了无法使用事务的问题。

最常见的就是在批量操作中，在分库分表前我们可以同时把对多个订单的操作放在一个事务中，但在分库分表后就不能这么干了，因为不同的订单可能属于不同用户，假设我们按用户来分库分表，那么不同用户的订单表位于不同的DB实例中，多个DB实例显然没办法使用一个事务来处理，这就需要借助一些其他的手段来解决这个问题。在分库分表后应该要尽量避免这种跨DB实例的操作，如果一定要这么使用，优先考虑使用补偿等方式保证数据最终一致性，如果一定要强一致性，常用的方案是通过分布式事务的方式。

分库分表一般只能按1-2个纬度来分，这个维度就是所谓的sharding key。常用的维度有用户、商户等维度，如果按用户的维度来分表，最简单的实现方式就是按用户ID来取模定位到在哪个分库哪个分表，这也就意味着之后所有的读写请求都必须带上用户ID，但在实际业务中不可避免的会存在多个维度的查询，不一定所有的查询都会有用户ID，这就需要我们对系统进行改造。

为了能在分库分表后也支持多维度查询，常用的解决方案有两种，第一种是引入一xxx表，这xxx表是没有分库分表的，还是以按用户ID分库分表为例，索引表上记录各种维度与用户ID之间的映射关系，请求需要先通过其他维度查询索引表得到用户ID，再通过用户ID查询分库分表后的表。这样，一来需要多一次IO，二来索引表由于是没有分库分表的，很容易成为系统瓶颈。

第二种方案是通过引入NoSQL的方式，比较常见的组合是ES+MySQL，或者HBase+MySQL的组合等，这种方案本质上还是通过NoSQL来充当第一种方案中的索引表的角色，但是相对于直接使用索引表来说，NoSQL具有更好的水平扩展性和伸缩性，只要设计得当，一般不容易成为系统的瓶颈。

分库分表一般是需要进行数据迁移的，通过数据迁移将原有的单表数据迁移到分库分表后的库表中。数据迁移的方案常见的有两种，第一种是停机迁移，顾名思义，这种方式简单粗暴，好处是能一步到位，迁移周期短，且能保证数据一致性，坏处是对业务有损，某些关键业务可能无法接受几分钟或更久的停机迁移带来的业务损失。

增加系统总结 第7篇

这是关于建设高并发系统经验分享的最后一个部分了，但我认为规范的重要性一点都不比基础设施、架构、数据库、应用低，可能还比这些都更重要。根据二八定律，在软件的整个生命周期中，我们花了20%时间创造了系统，但要花80%的时间来维护系统，这也让我想起来一句话，有人说代码主要是给人读的，顺便给机器运行，其实都是体现了可维护性的重要性。

在我们使用了高大上的架构、做了各种优化之后，系统确实有了一个比较好的设计，但问题是怎么在后续的维护过程中防止架构腐化呢，这时候就需要规范了。

规范包括代码规范、变更规范、设计规范等等，当然这里我不会介绍如何去设计这些规范，我更想说的是我们一定要重视规范，只有在有了规范之后，系统的可维护性才能有保证。根据破窗理论，通过各种规范我们尽量不让系统有第一扇破窗产生。

说了这么多关于设计、优化的方法，最后想再分享两点。

第一点就是有句著名的话——“过早优化是万恶之源”，个人非常认同，我做的所有这些设计和优化，都是在系统遇到实际的问题或瓶颈的时候才做的，切忌不要脱离实际场景过早优化，不然很可能做无用功甚至得不偿失。

第二点是在设计的时候要遵循KISS原则，也就是Keep it simple, stupid。简单意味着维护性更高，更不容易出问题，正所谓大道至简，或许就是这个道理。

以上这些都是我在饿了么工作期间维护高并发系统的一些经验总结，鉴于篇幅和个人技术水平原因，可能有些部分没有介绍的特别详细和深入，算是抛砖引玉吧。如果有什么说的不对的地方也欢迎指出，同时也欢迎交流和探讨。

增加系统总结 第8篇

从xxxbc源码看系统调用原理 系统调用是操作系统内核为了向外提供服务而规定的一些调用接口（调用规范），它处于内核空间而非用户空间。系统调用的封装按照固定的规则进行。寄存器EAX传递系统调用号。系统调用号用来确定系统调用。寄存器EBX,ECX,EDX,ESI,EDI,EBP依次传递系统调用参数。参数个数决定设置寄存器的个数。int 0x80指令切入内核执行系统调用。系统调用执行完成后返回。寄存器EAX保存系统调用的返回值。 库函数（比如xxxbc）处于用户空间，它不是系统调用，但是它通常是进行系统调用的入口，它内部封装了进行系统调用的细节（和平台有关，比如arm和mips等），大多数库函数暴露的接口和系统调用接口都是一一对应的。 进行系统调用不一定非得经过库函数，应用代码依然可以使用嵌入式汇编/内联汇编/syscall等方式发起系统调用。

在Linux系统中，xxxbc库中包含许多API，大多数API都对应一个系统调用，比如：应用程序中使用的接口open()，就对应同名的系统调用open()。在xxxbc库中，通过封装例程（Wrapper Routine）将API和系统调用关联起来。API是头文件中所定义的函数接口，而位于xxxbc中的封装例程则是对该API对应功能的具体实现。事实上，我们知道接口open()所要完成的功能是通过系统调用open()完成的，因此封装例程要做的工作就是先将接口open()中的参数复制到相应的寄存器中，然后引发一个异常，从而系统进入内核区执行sys_open()，最后当系统调用执行完毕后，封装例程还要将错误码返回到应用程序中。

在描述了page cache的原理和功能之后，readahead就比较容易理解了，当使用系统调用read读取文件部分数据时，如果数据没有在page cache中，就需要从块设备读取对应数据，对于像磁盘这样的块设备，寻道是最耗时的操作，读一小块数据和读一大块连续数据所花的时间相差不大，但如果这一大块数据分多次读取，就需要多次寻道，这样花费的时间就比较长。

readahead是基于这样的策略：在需要读取一块数据的时候，如果后继的操作是连续读，可以在多读一些数据到page cache中，这样下次访问的连续数据的时候，这些数据已经在page cache中了，就无需I/O操作，这样会大大提高数据访问的效率。

Linux的readahead分为自动模式和用户强制模式，自动预读是指在read系统调用的时候，如果需要从块设备传输数据，系统会自动根据当前的状态设置预读的数据的大小，启用预读过程。每次预读的数据的大小是动态调整的，调整地原则是根据预读后的命中情况适当扩大或缩小预读大小。每次预读的默认大小是可以设置的，而且不同的块设备可以有不同的默认预读大小，察看和设置块设备默认预读大小都可以通过blockdev命令。

这种自动模式的预读机制在每次I/O操作前是都会被启用，所以预读默认大小的设置对性能有一些影响，如果是大量随机读操作，在这种情况下就需要让预读值调小, 但并不是越小越好，一般情况下需要估算一下应用程序平均每次read请求读取的数据量的平均大小，将预读值设成比平均大小稍大一些比较合适；如果是大量顺序读操作，则预读值可以调大一点（对于使用RAID的情况下，预读值的设置还要参考条带大小和条带数）。

在自动预读模式中需要注意的问题还有，如果文件本身有许多很小的碎片，即使是连续读，而且也设置了较大的预读值，其效率也不会太高，因为如果一次被读取的数据在磁盘中不连续的话，仍然不可避免磁盘寻道，所以预读起的作用就不大了。

Linux提供一个readahead的系统调用设置对文件进行强制预读，这个操作是把数据从块设备加载到page cache中，可以提高之后对文件数据访问的速度，用户可以根据自己的需要决定是否使用强制预读。

Read函数系统调用 read过程：把需要读取得数据转换成对应的页，对需要读入的每一个页执行如下过程：首先调用page_cache_readahead(如果预读打开)，根据当前预读的状态和执行预读策略（预读状态结构根据命中情况和读模式动态调整，预读策略也动态调整），预读过程会进行I/O操作也可能不会，预读过程完毕之后，首先检查page cache中是否已经有所需数据，如果没有，说明预读没有命中，调用handle_ra_miss调整预读策略，进行I/O操作把该页数据读入内存并加入page cache，当该页数据读入page cache之后（或者之前就在page cache中），标记该页mark_page_accessed，然后把该页数据拷贝到应用程序地址空间。

Linux 系统调用（SCI，system call interface）的实现机制实际上是一个多路汇聚以及分解的过程，该汇聚点就是 0x80 中断这个入口点（X86 系统结构）。也就是说，所有系统调用都从用户空间中汇聚到 0x80 中断点，同时保存具体的系统调用号。当 0x80 中断处理程序运行时，将根据系统调用号对不同的系统调用分别处理（调用不同的内核函数处理）。 Read 系统调用也不例外，当调用发生时，库函数在保存 read 系统调用号以及参数后，陷入 0x80 中断。这时库函数工作结束。Read 系统调用在用户空间中的处理也就完成了。

read系统调用是xxxbc库里面的一个函数，是对系统调用函数sys_read()的封装与实现。xxxc库会将read函数在用户态下进行解析，通过寄存器将参数保存起来，并借助于系统调用名称获得系统调用号，该系统调用号又可以作为系统调用函数在sys_call_table中的索引获取函数入口地址，该表位于\arch\x86\entry\syscalls\中

0x80 中断处理程序接管执行后，先检察其系统调用号，然后根据系统调用号查找系统调用表，并从系统调用表中得到处理 read 系统调用的内核函数 sys_read ，最后传递参数并运行 sys_read 函数。至此，内核真正开始处理 read 系统调用（sys_read 是 read 系统调用的内核入口）。 read 系统调用在核心空间中所要经历的层次模型。从图中看出：对于磁盘的一次读请求，首先经过虚拟文件系统层（vfs layer），其次是具体的文件系统层（例如 ext2），接下来是 cache 层（page cache 层）、通用块层（generic block layer）、IO 调度层（I/O scheduler layer）、块设备驱动层（block device driver layer），最后是物理块设备层（block device layer）

虚拟文件系统层的作用：屏蔽下层具体文件系统操作的差异，为上层的操作提供一个统一的接口。正是因为有了这个层次，所以可以把设备抽象成文件，使得操作设备就像操作文件一样简单。

目的是为了提高 linux 操作系统对磁盘访问的性能。 Cache 层在内存中缓存了磁盘上的部分数据。当数据的请求到达时，如果在 cache 中存在该数据且是最新的，则直接将数据传递给用户程序，免除了对底层磁盘的操作，提高了性能。 并不是每次对磁盘的读写操作都会产生实际的磁盘操作，这是因为系统中还存在有一个磁盘缓冲，就是通常所说的页缓冲。所有的读写操作都会先去查找一下这个缓冲看是否命中，如果命中就不用产生实际的磁盘I/O 这样可以提高系统的性能。如果没有命中就会向下继续传递读写命令。并会把相应的读写数据存入这个缓冲区中，以便下次使用。Linux 内核对这个缓冲的使用策略就是在系统内存允许的情况下使这个缓冲区尽可能大，以提高命中率。

接收上层发出的磁盘请求，并最终发出 IO 请求。该层隐藏了底层硬件块设备的特性，为块设备提供了一个通用的抽象视图。

接收通用块层发出的 IO 请求，缓存请求并试图合并相邻的请求（如果这两个请求的数据在磁盘上是相邻的）。并根据设置好的调度算法，回调驱动层提供的请求处理函数，以处理具体的 IO 请求。

驱动程序对应具体的物理块设备。它从上层中取出 IO 请求，并根据该 IO 请求中指定的信息，通过向具体块设备的设备控制器发送命令的方式，来操纵设备传输数据。

设备层中都是具体的物理设备。定义了操作具体设备的规范。

read/write是读写I/O的基本过程，除了mmap之外，其他I/O读写系统调用的基本原理和调用过程都是和read/write一样的。

write过程：和read过程一样，需要把需要写的数据转换成对应页，从应用程序地址空间把数据拷贝到对应页，并标记该页状态为dirty，调用 mark_page_accessed ， 如果没有指定为同步写，写操作至此就返回了。如果文件在打开时指定了 O_SYNC，系统会把本次写过程所有涉及到的dirty页回写到块设备中，这个过程是阻塞的。关于dirty页的同步在分析fsync/fdatasync/msync时我们再具体说明。

特殊情况：如果应用程序在打开文件时指定了O_DIRECT，操作系统在读写文件时会完全绕过page cache，读的时候数据直接从块设备传送到应用程序指定的缓存中，写的时候数据也是直接从应用程序指定的缓存中写到块设备中，由于没有经过page cache层，这种方式的写总是同步写。

mmap的用途很广泛，不仅可以把文件映射到内存地址空间读写文件，也可以用mmap实现共享内存，malloc分配内存是也是用了mmap。 每个进程对虚拟内存都是通过分区域管理的，在虚拟内存分配时，为不同的用途划分不同的虚拟内存区域，这些虚拟内存区域在分配之初并没有为止分配对应的物理内存，而只是分配和设置了管理结构，当进程使用到某个区域的内存，而其又没有对应的物理内存时，系统产生缺页异常，在缺页异常中，系统根据这块内存对应的虚拟内存管理结构为之分配物理内存，在必要情况下（如mmap）加载数据到这块物理内存，建立虚拟内存到物理内存的对应关系，然后进程可以继续访问刚才的虚拟内存。 mmap的实现也是基于上述原理，在使用mmap映射某个文件（或者文件的一部分）到进程的地址空间时，并没有加载文件的数据，而只是在进程的虚拟地址空间划分出一块区域，标记这块区域用于映射到文件的数据区域，mmap的操作就完成了。 当进程试图读或者写文件映射区域时，如果没有对应的物理页面，系统发生缺页异常并进入缺页异常处理程序，缺页异常处理程序根据该区域内存的类型使用不同的策略解决缺页。对于使用mmap映射文件的虚拟内存区域，处理程序首先找到相关的文件的管理数据结构，确定所需页面对应的文件偏移，此时需要从文件中把对应数据加载到page_cache中，与read系统调用流程不同的是，在加载的过程中如果虚拟内存区域管理结构设置了VM_RAND_READ标志，系统只是把所需的页面数据加载，如果设置了VM_SEQ_READ标志，系统会进行和read系统调用相同预读过程，至此应用程序所需的页面已经在page cache中了，系统调整页表把物理页面对应到应用程序的地址空间。mmap对缺页的处理没有读和写的区别，无论是读还是写造成的缺页异常都要执行上述过程。

虚拟内存区域管理结构的VM_RAND_READ标志和VM_SEQ_READ标志可以使用madvise系统调用调整。

使用mmap读写文件需要注意的问题：当读写映射的内存区域的物理页面不存在时，发生缺页异常时系统才能进入内核态，如果物理页面存在，应用程序在用户态直接操作内存，不会进入内核态，大家注意到在调用read/write系统调用时，系统对涉及到的页面都调用了mark_page_accessed函数，mark_page_accessed可以标记物理页面的活动状态，活动的页面就不容易被回收，而是用mmap读文件不产生缺页异常时不能进入内核态，就无法标记页面的活动状态，这样页面就容易被系统回收（进入缺页异常处理时也只是对新分配所缺页面调用了mark_page_accessed）。除此之外，在写该内存区域时，如果不进入内核态也无法标记所写的物理页面为dirty（只用把页表项的dirty位置位），这个问题我们会在后面的msync说明中详细描述。

sendfile把文件的从某个位置开始的内容送入另一个文件中（可能会是一个套接字），这种操作节省了数据在内存中的拷贝次数，如果使用read/write实现，会增加两次数据拷贝操作。其内核实现方法和read/write也没有太大区别。

这三个系统调用都涉及把内存中的dirty page同步到的块设备上的文件中去，它们之间有一些区别。

fsync把文件在page cache中的dirty page写回到磁盘中去，一个文件在page cache中的内容包括文件数据也包括inode数据，当写一个文件时，除了修改文件数据之外，也修改了inode中的数据（比如文件修改时间），所以实际上有这两部分的数据需要同步，fsync把和指定文件相关的这两种dirty page回写到磁盘中。除了使用fsync强行同步文件之外，系统也会定期自动同步，即把dirty page回写到磁盘中。

Fdatasync只回写文件数据的dirty page到磁盘中，不回写文件inode相关的dirty page。

msync与fsync有所不同，在使用mmap映射文件到内存地址，向映射地址写入数据时如果没有缺页，就不会进入内核层，也无法设置写入页的状态为dirty，但cpu会自动把页表的dirty位置位，如果不设置页为dirty，其他的同步程序，xxxync以及内核的同步线程都无法同步这部分数据。msync的主要作用就是检查一个内存区域的页表，把dirty位置位的页表项对应的页的状态设置为dirty，如果msync指定了M_SYNC参数，msync还会和fsync一样同步数据，如果指定为M_ASYNC，则用内核同步线程或其他调用同步数据。

在munmap时，系统会对映射的区域执行类似msync的操作，所以如果不调用msync数据也不一定会丢失（进程在退出时对映射区域也会自动调用munmap），但写大量数据不调用msync会有丢失数据的风险。

malloc只是一个库函数，在不同的平台对malloc有不同的实现，xxxbc使用的是ptmalloc的实现。 malloc的使用过程中会使用两个系统调用brk和mmap，brk用于增长（或减小）堆的大小，在进程创建时会指定堆的起始地址（堆空间是向上增长的），而堆的大小为0，当使用malloc分配内存时发现当前堆剩余空间不够时就会调用brk增长堆的大小，实际上brk的作用就是把堆所在的虚拟内存区域的结束地址增长（或减小）到某个位置。当malloc一次分配的空间大于一个阀值大小时(比如128K)，malloc不再从堆上分配空间，而是使用mmap重新映射一块虚拟地址区域，在free时调用munmap释放这一区域。这样的策略主要是方便堆管理，避免在一个很大的尺度管理堆，这样做是基于大内存分配并不常使用这个假设。 如果分配的内存过大，在分配和释放时都要通过系统调用，效率会有降低，所以如果应用程序频繁分配大于分配阀值的内存，效率就会很低，这种应用可以通过调整分配阀值使内存分配和释放都在用户态（在堆中）完成。使用mallopt可以调整malloc的参数，M_TRIM_THRESHOLD表示如果堆大小大于该值，就应该在适当的时候收缩堆的大小，M_MMAP_THRESHOLD表示大于此值的内存分配请求要使用 mmap 系统调用。

ptmalloc是隶属于xxxbc(GNU Libc)的一款内存分配器，现在在Linux环境上，我们使用的运行库的内存分配(malloc/new)和释放(free/delete)就是由其提供。

通过sbrk或mmap系统调用为线程分配的堆区，按线程的类型可以分为2类： main arena：主线程建立的arena； thread arena：子线程建立的arena；

逻辑上划分的一小块内存，根据作用不同分为4类： Allocated chunk：即分配给用户且未释放的内存块； Free chunk：即用户已经释放的内存块； Top chunk Last Remainder chunk

一个用以保存Free chunk链表的表头信息的指针数组，按所悬挂链表的类型可以分为4类: Fast xxx Unsorted xxx Small xxx Large xxx

1、获取分配区的锁，为了防止多个线程同时访问同一个分配区，在进行分配之前需要取得分配区域的锁。线程先查看线程私有实例中是否已经存在一个分配区，如果存在尝试对该分配区加锁，如果加锁成功，使用该分配区分配内存，否则，该线程搜索分配区循环链表试图获得一个空闲（没有加锁）的分配区。如果所有的分配区都已经加锁，那么ptmalloc会开辟一个新的分配区，把该分配区加入到全局分配区循环链表和线程的私有实例中并加锁，然后使用该分配区进行分配操作。开辟出来的新分配区一定为非主分配区，因为主分配区是从父进程那里继承来的。开辟非主分配区时会调用mmap()创建一个sub-heap，并设置好top chunk。

2、将用户的请求大小转换为实际需要分配的chunk空间大小。

3、判断所需分配chunk的大小是否满足chunk_size <= max_fast (max_fast 默认为 64B)，如果是的话，则转下一步，否则跳到第5步。

4、首先尝试在fast xxxs中取一个所需大小的chunk分配给用户。如果可以找到，则分配结束。否则转到下一步。

5、判断所需大小是否处在small xxxs中，即判断chunk_size < 512B是否成立。如果chunk大小处在small xxxs中，则转下一步，否则转到第6步。

6、根据所需分配的chunk的大小，找到具体所在的某个small xxx，从该xxx的尾部摘取一个恰好满足大小的chunk。若成功，则分配结束，否则，转到下一步。

7、到了这一步，说明需要分配的是一块大的内存，或者small xxxs中找不到合适的 chunk。于是，ptmalloc首先会遍历fast xxxs中的chunk，将相邻的chunk进行合并，并链接到unsorted xxx中，然后遍历unsorted xxx中的chunk，如果unsorted xxx只有一个chunk，并且这个chunk在上次分配时被使用过，并且所需分配的chunk大小属于small xxxs，并且chunk的大小大于等于需要分配的大小，这种情况下就直接将该chunk进行切割，分配结束，否则将根据chunk的空间大小将其放入small xxxs或是large xxxs中，遍历完成后，转入下一步。

8、到了这一步，说明需要分配的是一块大的内存，或者small xxxs和unsorted xxx中都找不到合适的 chunk，并且fast xxxs和unsorted xxx中所有的chunk都清除干净了。从large xxxs中按照“smallest-first，best-fit”原则，找一个合适的 chunk，从中划分一块所需大小的chunk，并将剩下的部分链接回到xxxs中。若操作成功，则分配结束，否则转到下一步。

9、如果搜索fast xxxs和xxxs都没有找到合适的chunk，那么就需要操作top chunk来进行分配了。判断top chunk大小是否满足所需chunk的大小，如果是，则从top chunk中分出一块来。否则转到下一步。

10、到了这一步，说明top chunk也不能满足分配要求，所以，于是就有了两个选择: 如果是主分配区，调用sbrk()，增加top chunk大小；如果是非主分配区，调用mmap来分配一个新的sub-heap，增加top chunk大小；或者使用mmap()来直接分配。在这里，需要依靠chunk的大小来决定到底使用哪种方法。判断所需分配的chunk大小是否大于等于 mmap分配阈值，如果是的话，则转下一步，调用mmap分配，否则跳到第12步，增加top chunk 的大小。

11、使用mmap系统调用为程序的内存空间映射一块chunk_size align 4kB大小的空间。 然后将内存指针返回给用户。

12、判断是否为第一次调用malloc，若是主分配区，则需要进行一次初始化工作，分配一块大小为(chunk_size + 128KB) align 4KB大小的空间作为初始的heap。若已经初始化过了，主分配区则调用sbrk()增加heap空间，分主分配区则在top chunk中切割出一个chunk，使之满足分配需求，并将内存指针返回给用户。

对于heap的操作，操作系统提供了brk()函数，c运行时库提供了sbrk()函数。

对于mmap映射区域的操作，操作系统提供了mmap()和munmap()函数。

sbrk()，brk() 或者 mmap() 都可以用来向我们的进程添加额外的虚拟内存。而xxxbc就是使用这些函数来向操作系统申请虚拟内存，以完成内存分配的。 进程的内存结构，在内核中，是用mm_struct来表示的，其定义如下：

struct mm_struct { … unsigned long (*get_unmapped_area) (struct file filp, unsigned long addr, unsigned long len, unsigned long pgoff, unsigned long flags); … unsigned long mmap_base; / base of mmap area / unsigned long task_size; / size of task vm space */ … unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data; unsigned long start_brk, brk, start_stack; unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end; … } 在上述mm_struct结构中：

[start_code,end_code)表示代码段的地址空间范围。 [start_data,end_start)表示数据段的地址空间范围。 [start_brk,brk)分别表示heap段的起始空间和当前的heap指针。 [start_stack,end_stack)表示stack段的地址空间范围。 mmap_base表示memory mapping段的起始地址。

C语言的动态内存分配基本函数是 malloc()，在 Linux 上的实现是通过内核的 brk 系统调用。brk()是一个非常简单的系统调用， 只是简单地改变mm_struct结构的成员变量 brk 的值。

在xxxbc中，malloc就是调用sbrk()函数将数据段的下界移动以来代表内存的分配和释放。sbrk()函数在内核的管理下，将虚拟地址空间映射到内存，供malloc()函数使用。

下面为brk()函数和sbrk()函数的声明。

#include int brk(void *addr); void *sbrk(intptr_t increment); 需要说明的是，当sbrk()的参数increment为0时候，sbrk()返回的是进程当前brk值。increment 为正数时扩展 brk 值，当 increment 为负值时收缩 brk 值。

每一个应用程序有独立的地址空间，当然这个地址是虚拟的，通过应用程序的页表可以把虚拟地址转化为实际的物理地址进行操作，虽然系统可以实现从虚拟地址到物理地址的转换，但并非应用程序的每一块虚拟内存都对应一块物理内存。Linux使用一种按需分配的策略为应用程序分配物理内存，这种按需分配是使用缺页异常实现的。比如一个应用程序动态分配了10MB的内存，这些内存在分配时只是在应用程序的虚拟内存区域管理结构中表示这一区间的地址已经被占用，内核此时并没有为之分配物理内存，而是在应用程序使用（读写）该内存区时，发现该内存地址对应得物理内存并不存在，此时产生缺页异常，促使内核为当前访问的虚拟内存页分配一个物理内存页。

内存的延迟分配，只有在真正访问一个地址的时候才建立这个地址的物理映射，这是 Linux 内存管理的基本思想之一。Linux 内核在用户申请内存的时候，只是给它分配了一个线性区（也就是虚拟内存），并没有分配实际物理内存；只有当用户使用这块内存的时候，内核才会分配具体的物理页面给用户，这时候才占用宝贵的物理内存。内核释放物理页面是通过释放线性区，找到其所对应的物理页面，将其全部释放的过程。

增加系统总结 第9篇

总结历史

回顾历史

xx月份，我有幸的见证我们公司新版本的新上线，同时我也参与了公司内部测试，配合公司对新版本的.bug，并及时提出问题。由于公司正处于现阶段发展之中，所以我必须迎合而上，配合其他部门积极工作，争取能为公司的发展出一己之力。

瞻望未来

同时，自己也要不断努力与充实自己，研究shell，pure各种脚本的编写，使自己处理处理突发事件的效率提高，以及ngin_和squid这些常用的服务搭建。在今后的一年里，也会参加相应的证书考核，不断晋升自己，并紧抓利用业余时间努力学习it知识，搭建各种服务器知识，包括自己学习小型机跟进步英语水平。

增加系统总结 第10篇

物理内存就是系统硬件提供的内存大小，是真正的内存。相对于物理内存，在 Linux 下还有一个虚拟内存的概念，虚拟内存是为了满足物理内存的不足而提出的策略，它是利用磁盘空间虚拟出的一块逻辑内存。用作虚拟内存的磁盘空间被称为交换空间（又称 swap 空间）。

作为物理内存的扩展，Linux 会在物理内存不足时，使用交换分区的虚拟内存，更详细地说，就是内核会将暂时不用的内存块信息写到交换空间，这样一来，物理内存得到了释放，这块内存就可以用于其他目的，当需要用到原始的内容时，这些信息会被重新从交换空间读入物理内存。

Linux 的内存管理采取的是分页存取机制，为了保证物理内存能得到充分的利用，内核会在适当的时候将物理内存中不经常使用的数据块自动交换到虚拟内存中，而将经常使用的信息保留到物理内存。

要深入了解 Linux 内存运行机制，需要知道下面提到的几个方面：

首先，Linux 系统会不时地进行页面交换操作，以保持尽可能多的空闲物理内存，即使并没有什么事情需要内存，Linux 也会交换出暂时不用的内存页面，因为这样可以大大节省等待交换所需的时间。 其次，Linux 进行页面交换是有条件的，不是所有页面在不用时都交换到虚拟内存，Linux 内核根据“最近最经常使用”算法，仅仅将一些不经常使用的页面文件交换到虚拟内存。

在Linux内核，我们使用vm_area_struct结构来表示一个虚拟内存区域，一个具体的vm_area_struct包含以下字段：

vm_start：指向这个区域的起始处。

vm_end：指向这个区域的结束处。

vm_port：描述这个区域包含的所有页的读写权限。

vm_flags：描述这个区域是否是私有的还是共享的。

vm_next：指向链表中下一个区域结构。

为了解释清楚这里说一下上图中与vm_area_struct有关联的task_strcut 和 mm_strcut。

内核系统为每个进程维护一个单独的任务结构在内核源码中就是task_strcut ，该结构中的元素包含内核运行该进程所需要的所有信息，（如PID、执行用户栈的指针、程序计数器）。

任务结构中的一个条目指向mm_struct，它描述了虚拟内存的当前状态。其中有两个字段是我们感兴趣的，pgd 和 mmap。pgd指向第一级页表的基址，mmap指向vm_area_struct的链表。

（一）进程启动映射过程，并在虚拟地址空间中为映射创建虚拟映射区域 1、进程在用户空间调用库函数mmap，原型：void *mmap(void *start, size_t length, int prot, int flags, int fd, off_t offset);

2、在当前进程的虚拟地址空间中，寻找一段空闲的满足要求的连续的虚拟地址

3、为此虚拟区分配一个vm_area_struct结构，接着对这个结构的各个域进行了初始化

4、将新建的虚拟区结构（vm_area_struct）插入进程的虚拟地址区域链表或树中

（二）调用内核空间的系统调用函数mmap（不同于用户空间函数），实现文件物理地址和进程虚拟地址的一一映射关系 5、为映射分配了新的虚拟地址区域后，通过待映射的文件指针，在文件描述符表中找到对应的文件描述符，通过文件描述符，链接到内核“已打开文件集”中该文件的文件结构体（struct file），每个文件结构体维护着和这个已打开文件相关各项信息。

6、通过该文件的文件结构体，链接到file_operations模块，调用内核函数mmap，其原型为：int mmap(struct file *filp, struct vm_area_struct *vma)，不同于用户空间库函数。

7、内核mmap函数通过虚拟文件系统inode模块定位到文件磁盘物理地址。

8、通过remap_pfn_range函数建立页表，即实现了文件地址和虚拟地址区域的映射关系。此时，这片虚拟地址并没有任何数据关联到主存中。

（三）进程发起对这片映射空间的访问，引发缺页异常，实现文件内容到物理内存（主存）的拷贝 注：前两个阶段仅在于创建虚拟区间并完成地址映射，但是并没有将任何文件数据的拷贝至主存。真正的文件读取是当进程发起读或写操作时。

9、进程的读或写操作访问虚拟地址空间这一段映射地址，通过查询页表，发现这一段地址并不在物理页面上。因为目前只建立了地址映射，真正的硬盘数据还没有拷贝到内存中，因此引发缺页异常。 10、缺页异常进行一系列判断，确定无非法操作后，内核发起请求调页过程。 11、调页过程先在交换缓存空间（swap cache）中寻找需要访问的内存页，如果没有则调用nopage函数把所缺的页从磁盘装入到主存中。 12、之后进程即可对这片主存进行读或者写的操作，如果写操作改变了其内容，一定时间后系统会自动回写脏页面到对应磁盘地址，也即完成了写入到文件的过程。

注：修改过的脏页面并不会立即更新回文件中，而是有一段时间的延迟，可以调用msync()来强制同步, 这样所写的内容就能立即保存到文件里了。

（16）什么是虚拟内存？

每个进程都有自己独立的4G内存空间，各个进程的内存空间具有类似的结构

一个新进程建立的时候，将会建立起自己的内存空间，此进程的数据，代码等从磁盘拷贝到自己的进程空间，哪些数据在哪里，都由进程控制表中的task_struct记录，task_struct中记录中一条链表，记录中内存空间的分配情况，哪些地址有数据，哪些地址无数据，哪些可读，哪些可写，都可以通过这个链表记录

每个进程已经分配的内存空间，都与对应的磁盘空间映射

每个进程的4G内存空间只是虚拟内存空间，每次访问内存空间的某个地址，都需要把地址翻译为实际物理内存地址

所有进程共享同一物理内存，每个进程只把自己目前需要的虚拟内存空间映射并存储到物理内存上。

进程要知道哪些内存地址上的数据在物理内存上，哪些不在，还有在物理内存上的哪里，需要用页表来记录

4.页表的每一个表项分两部分，第一部分记录此页是否在物理内存上，第二部分记录物理内存页的地址（如果在的话）

6.缺页异常的处理过程，就是把进程需要的数据从磁盘上拷贝到物理内存中，如果内存已经满了，没有空地方了，那就找一个页覆盖，当然如果被覆盖的页曾经被修改过，需要将此页写回磁盘

（17）Linux是如何避免内存碎片的

伙伴算法，用于管理物理内存，避免内存碎片;

高速缓存Slab层用于管理内核分配内存，避免碎片。

（6） 查询进程占用CPU的命令（注意要了解到used，buf，***代表意义）

（7） linux的其他常见命令（kill，find，cp等等）

（8） shell脚本用法

增加系统总结 第11篇

回顾一年来的工作，运维部在公司领导的正确领导下，在各部门的相互支持下，以安全生产为基础，以配合数字电视整体转换为主要任务，以用户满意为目标，确保了全年运行维护部工作的顺利开展。

一、国干、省干线维护方面

2、对国干、省干传输段机房空调进行维护、检修，保证了设备的正常运行，避免了因机房温度越限告警的发生。

3、对传输机房供电和前端机UPS电源定期进行了放电检测。

4、安装调试省干OSN设备，完成国干波分设备的安装工勘和互动电视前端设备前期勘测。

二、机房日常维护方面

2、节目传送正常：前端接收信号正常，回传节目正常。全年未发现异常情况。对出现在12月7日之12月9日的连续三天的数字系统信号不稳定的情况，及时联系省公司运维部，确认信号故障为省公司的前端机房的信号接收系统受到不明干扰，目前这一故障已得到排除。

3、做好机房维护报表，线路维护报表，数字电视信号参数报表，干线备纤测试报表，数字电视前端设备维护报表，线路割接报表等月报表和季报表的填写，并在每月20号以前将各种报表上报宝鸡公司。

4、按照省公司运调部运维操作规范，按时对宝鸡方向，咸阳方向的干线光纤进行测试，并将测试结果按时上报运调部。

5、及时处理前端机房各种设备的故障，全年更换卫星接收机3台，更换不正常工作的调制器5台，维修QAM调制器的`风扇故障18台，处理数字电视前端机房的故障QAM调制器和复用器故障。

增加系统总结 第12篇

时间飞逝，转眼年终将致，xxx某这一年，我学到了很多知识，改正了诸多自身的缺点，交到了很多新的朋友，特别是在加入我们公司，成为这个大集体中的一员，公司和公司同事对我的帮助无法用言语来表达。

运维是一个技术岗位，随着公司业务的增长，公司的壮大，设备的不断增多，这对于我们的工作是一项挑战。作为一个运维人员需要不断学习来完成公司交给我的任务，完成公司分配给我的工作。

在这一年的工作中，在自身的努力和同事的协助下，调整自身的心态，改正自身的不足，积极进取，也算是取得了不小的成绩：

1、总结下来的经验，编写成《运维笔记》，作为公司整体技术水平的一个积累，方便了各类人员通过查看笔记能够更加快捷方便地处理好日常工作中碰到的各类问题。

2、这一年坚持每周一次运维总结报告、工作详细报告以及报表统计，这些数据记录了这一年公司服务器的运维整体情况、个人的工作情况和见证公司的高速发展和扩大。

3、在运维过程中，碰到突发问题，能够及时响应，并迅速地解决问题。在同事处理问题的过程中，自己懂的协助一起解决，自己不懂的，虚心学习，得到了同事和公司多次嘉奖和赞扬。

正是自己对知识渴求的欲望和对工作的认真负责的态度，让我在运维这条路上，能够经历风风雨雨取得今天的成果。

或许这些成果对于别人，算不得什么。但是对于我来说，这就是成绩，让我能够对自己技术水平的肯定和坚定自己可以胜任这份工作的信心。同时，随着知识面的扩宽，我也越来越发现我还有很多的知识点没有弄懂，就像有句话说：知道的越多，不知道的也就越多。所以，对于今后的工作我会更加认真仔细的每个环节，把工作做的更好，对于新的一年，我也对自己提出了一些新的要求：

1、认真完成公司给出的工作任务，在工作中紧跟领导的步伐，团结同事，始终要相信，只有团队协作才能更好的将每个成员的能力发挥到最大限度。

2、坚持以服务至上，虚心听取客户提出的改进意见，改进自己的工作效率，提高公司的形像。

3、在提高服务水平的基础上，通过技术上的培训提高自己的技术水平和解决问题的效率，提高自己的信息安全防范意识。

4、在工作过程中继续积累对新技术和新方法。对于有利于运维工作的成功方案及时整理，并分享给整个技术团队。

5、配合公司的安排完成一些其它的任务，在一方面保证运维工作的情况下，能够协助完成其它一些非运维的工作，为公司奉献自己的力量。

最后，年底了，过去的成绩也好，成功也罢，都已经是过去了的。我们要做的，就是要站在这一年的成果上，做得更好，走得更远，对此，我也要更加的努力去学习新的知识点，xxx前的知识，争取让自己的技术到达一个新的高度，促进公司的更快发展。再次感谢在这一年中，公司、领导、同事、朋友在这一年中对我的工作生活上给予的帮助和照顾。

那么，IT运维管理员如何写好一份年终总结呢我建议可以从以下几个方面入手：

一、资产清点

增加系统总结 第13篇

还有一种预热的思路是利用业务的特性做一些预加载，比如我们在维护运单系统的时候做过这样一个优化，在一个正常的外卖业务流程中是用户下单后到用户交易系统生成订单，然后经历支付->商家接单->请求配送这样一个流程，所以说从用户下单到请求配送这之间有秒级到分钟级的时间差，我们可以通过感知用户下单的动作，利用这时间差来提前加载一些数据。

这样在实际请求到来的时候只需要到缓存中获取即可，这对于一些比较耗时的操作提升是非常大的，之前我们利用这种方式能提升接口性能50%以上。当然有个点需要注意的就是如果对于一些可能会变更的数据，可能就不适合预热，因为预热后数据存在缓存中，后面就不会再去请求接口了，这样会导致数据不一致，这是需要特别注意的。

增加系统总结 第14篇

光阴似箭，岁月如梭，20xx年即将过去，不知不觉中来到公司已经有一年之久。回首这走过的一年，很荣幸能与各位同事共同进步，我也在大家的身上学到不少的知识。这一年是我既忙碌又充实的一年，对于刚刚进入弱电集成这个行业的我来说，回顾和总结这一年多来工作中的经验、教训，有利于我在以后的工作中扬长避短，更好的发挥自己的优势，更好的做好技术工作，争取为公司创造更大的经济效益。在这一年多的工作中多亏有xxx的支持和xxx等各位同事的热心帮助，使我对工作充满信心，在轻松愉快的环境中圆满完成自己的工作，当然我深知自己还有很多不足之处需要改善，作为一名年轻的技术工程师需要学习的东西还有很多很多。

下面我将从几个方面对这一年的工作进行总结。

一、 20xx年主要工作内容及成果

1．投标文件（技术标/商务标/报价清单）设计、编写、制作

青白江纪委谈话室监控系统（第二次）投标文件 宏达·世纪锦城6-9#楼弱电工程投标文件-技术标 广西石油基地服务中心秀厢生活区、田东生活区、五一路生活区、广西采油厂小区安防系统改造报价清单

广西石油基地服务中心秀厢生活区、田东生活区、五一路生活区、广西采油厂小区安防系统改造投标文件

温江职教中心宿舍监控工程报价清单 温江职教中心食堂一卡通系统工程报价清单 中信银行UPS机房动环监测系统技术方案 玺龙湾项目二期B区/三期智能化系统工程投标文件 蓉记·家宴智能化弱电系统工程设备采购清单 青白江区信访大厅监控及音频等采购投标文件/(第二次)/（第三次） 广西石油基地服务中心海南项目部作业区3G无线监控系统技术方案 广西石油基地服务中心海南项目部办公区安防系统设备清单

广西石油基地服务中心海南项目部作业区安防系统设备清单

2．智能化弱电系统集成图纸设计

广西石油基地服务中心秀厢生活区、田东生活区、五一路生活区、广西采油厂小区安防系统图纸设计

蓉记·家宴智能化弱电系统工程施工图/LED施工平面图设计 成都金嘉熙兴天下数字对讲别墅系统图纸设计 广西石油基地服务中心海南项目部办公区安防系统施工图纸设计 广西石油基地服务中心海南项目部石油011队/012队/021队/022队/023队3G无线监控系统施工图纸设计

成都市天府新区新津物流集散中心智能化弱电系统图纸设计

3．AFE智能化科技展示厅PPT

增加系统总结 第15篇

在高并发系统的架构中，消息队列（MQ）是必不可少的，当大流量来临时，我们通过消息队列的异步处理和xxx填谷的特性来增加系统的伸缩性，防止大流量打垮系统，此外，使用消息队列还能使系统间达到充分解耦的目的。

消息队列的核心模型由生产者（Producer）、消费者（Consumer）和消息中间件（Broker）组成。目前业界常用的开源解决方案有ActiveMQ、RabbitMQ、Kafka、RocketMQ和近年比较火的Pulsar，关于各种消息中间件的对比可以参考文章：。

使用消息队列后，可以将原本同步处理的请求，改为通过消费xxx息异步消费，这样可以减少系统处理的压力，增加系统吞吐量，关于如何使用消息队列有许多的分享的文章，这里我的经验是在考虑使用消息队列时要结合具体的业务场景来决定是否引入消息队列，因为使用消息队列后其实是增加了系统的复杂性的，原来通过一个同步请求就能搞定的事情，需要引入额外的依赖，并且消费消息是异步的，异步天生要比同步更复杂，还需要额外考虑消息乱序、延迟、丢失等问题，如何解决这些问题又是一个很大话题，天下没有免费的午餐，做任何架构设计是一个取舍的过程，需要仔细考虑得失后再做决定。

增加系统总结 第16篇

PDCA的工作思路贯穿始终

公司教育培训评价中心各部门对个性化培训任务进行了明确分工，按照需求调查、方案制定、资源整合、系统建设、计划编制、项目实施、培训评价和工作总结等多个环节开展工作（如图1所示）。

方案制定：通过制定个性化培训项目工作方案，明确整个项目工作流程，说明每个阶段的具体工作事项。

计划编制：在基于调查结果的基础上，经过整合优化，编制个性化选学培训计划，明确分层分类的实施主体和学习管理要求。

“个性化、流程化、信息化”的实施模式

确保培训实效

目前公司个性化选学培训已经涵盖了公司系统各类人员，包括县区级单位（县区局（分公司））的部门、乡镇供电所、班组。2013年累计有10156人参加选课，选课总人次达5万多。2014年有32362人参加选课，选课总人次达万。

个性化定制培训内容和培训方式

增加系统总结 第17篇

资源隔离有各种类型，物理层面的服务器资源、中间件资源，代码层面的线程池、连接池，这些都可以做隔离。这里介绍的资源隔离主要是应用部署层面的，比如Set化等等。上文提到的异地多活也算是Set化的一种。

我在饿了么负责运单系统的期间也做过一些类似的资源隔离上的优化。背景是当时出遇到过一个线上故障，原因是某服务部署的服务器都在一个集群，没有按流量划分各自单独的集群，导致关键业务和非关键业务流量互相影响而导致的故障。因此，在这个故障后我也是决定对服务器做按集群隔离部署，隔离的维度主要是按业务场景区分，分为关键集群、次关键集群和非关键集群三类，这样能避免关键和非关键业务互相影响。

增加系统总结 第18篇

幂等操作的特点是其任意多次执行所产生的影响均与一次执行的影响相同，体现在业务上就是用户对于同一操作发起的一次请求或者多次请求的结果是一致的，不会因为发起多次而产生副作用。 在分布式系统中发生系统错误是在所难免的，当发生错误时，会使用重试、补偿等手段来提高容错性，在高并发的系统中发生系统错误的概率就更高了，所以这时候接口幂等就非常重要了，可以防止多次请求而引起的副作用。

幂等的实现需要通过一个唯一的业务ID或者Token来实现，一般的流程是先在DB或者缓存中查询唯一的业务ID或者token是否存在，且状态是否为已处理，如果是则表示是重复请求，那么我们需要幂等处理，即不做任何操作，直接返回即可。

在做幂等性设计的时候需要注意的是并不是所有的场景都要做幂等，比如用户重复转账、提现等等，因为幂等会让外部系统的感知是调用成功了，并没有阻塞后续流程，但其实我们系统内部是没有做任何操作的，类似上面提到的场景，会让用户误以为操作已成功。所以说要仔细区分需要幂等的业务场景和不能幂等的业务场景，对于不能幂等的业务场景还是需要抛出业务异常或者返回特定的异常码来阻塞后续流程，防止引发业务问题。

增加系统总结 第19篇

在很多情况下，进程都是动态创建并由一个动态分配的 task_struct 表示。一个例外是 init 进程本身，它总是存在并由一个静态分配的 task_struct 表示。在 ./linux/arch/i386/kernel/ 内可以找到这样的一个例子。

Linux 内所有进程的分配有两种方式。第一种方式是通过一个哈希表，由 PID 值进行哈希计算得到；第二种方式是通过双链循环表。循环表非常适合于对任务列表进行迭代。由于列表是循环的，没有头或尾；但是由于 init_task 总是存在，所以可以将其用作继续向前迭代的一个锚点

（15）fork返回值是什么？

fork函数通过系统调用创建一个与原来进程几乎完全相同的进程，也就是两个进程可以做完全相同的事，但如果初始参数或者传入的变量不同，两个进程也可以做不同的事。

它可能有三种不同的返回值：

通常在系统后台运行，没有控制终端，不与前台交互，Daemon程序一般作为系统服务使用。Daemon是长时间运行的进程，通常在系统启动后就运行，在系统关闭是才结束。一般说Daemon程序在后台运行，是因为它没有控制终端，无法和前台的用户交互。Daemon程序一般都作为服务程序使用，等待客户端程序与它通信。我们把运行的Daemon程序称作守护进程。

孤儿进程：

一个父进程退出，而它的一个或多个子进程还在运行，那么这些子进程将成为孤儿进程。孤儿进程将被 init 进程（进程号为 1）所收养，并由 init 进程对它们完成状态收集工作。由于孤儿进程会被 init 进程收养，所以孤儿进程不会对系统造成危害。

一个子进程的进程描述符在子进程退出时不会释放，只有当父进程通过 wait() 或 waitpid() 获取了子进程信息后才会释放。如果子进程退出，而父进程并没有调用 wait() 或 waitpid()，那么子进程的进程描述符仍然保存在系统中，这种进程称之为僵尸进程。

僵尸进程通过 ps 命令显示出来的状态为 Z（zombie）。

系统所能使用的进程号是有限的，如果产生大量僵尸进程，将因为没有可用的进程号而导致系统不能产生新的进程。

要消灭系统中大量的僵尸进程，只需要将其父进程杀死，此时僵尸进程就会变成孤儿进程，从而被 init 进程所收养，这样 init 进程就会释放所有的僵尸进程所占有的资源，从而结束僵尸进程。

父进程回收法：

wait函数将使其调用者阻塞，直到其某个子进程终止。故父进程可调用wait函数回收其僵尸子进程。

init进程回收法：

上面的这种解决方案需要父进程去等待子进程，但在很多情况下，这并不合适，因为父进程也许还有其他任务要做，不能阻塞在这里。在讲述下面这种不用父进程等待就能完成回收子进程的方法之前，先请明白以下两个概念：

如果父进程先于子进程结束，那么子进程的父进程自动改为 init 进程。

如果 init 的子进程结束，则 init 进程会自动回收其子进程的资源而不是让它变成僵尸进程。

（18）进程终止的几种方式

1、main函数的自然返回，return

2、调用exit函数

3、调用_exit函数

4、调用abort函数

5、接受能导致进程终止的信号:

exit和_exit函数都是用来终止进程的。当程序执行到exit和_exit时，进程会无条件的停止剩下的所有操作，清除包括PCB在内的各种数据结构，并终止本程序的运行。

exit函数和_exit函数的最大区别在于exit函数在退出之前会检查文件的打开情况，把文件缓冲区中的内容写回文件，也就是清理I/O缓冲。

abort()是使异常程序终止，同时发送SIGABRT信号给调用进程。

增加系统总结 第20篇

一、继续在全系统开展弘扬劳模精神为主题的“学劳模、赶先进、比贡献”活动，将此次活动与省直工委组织开展的“保持先进性、建功‘*’”主题实践活动相结合；与省文明委组织开展的“迎奥运，讲诚信，促和谐”主题实践活动相结合；与系统的行风建设相结合，树立和谐地税新形象；与系统的干部教育、业务练兵比武活动相结合，在系统内通过比学赶帮超，达到政治强、业务精、素质高的要求；与系统的精神文明创建活动相结合，确保活动成效显著。

二、加强各级领导班子建设，选准、xxx、管好“一把手”，探索落实民主集中制的有效机制，续深化后备干部队伍建设。做好后备干部人选的补充调整、考察认定工作，建立市局班子及处级领导干部后备干部队伍。

三、研究探索领导班子、领导干部考核量化评价标准，建立健全完善干部交流制度和办法，组织开展先进领导班子创建活动。

四、完成系统公务员登记，做好非领导职数确定与下达。

五、做好总局全国教育培训局长会议的相关材料整理和宣传交流工作。

六、严格按照《*省税务局2009年干部教育培训项目方案》逐步落实各项培训项目的许可备案、组织实施和效果评估；

七、继续做好“五员”培训、领导干部培训、初任培训、任职培训、专门业务培训、更新知识培训和税收业务骨干培训；完成系统50名师资人员、100名税收业务骨干、50名处级领导干部的培训任务。

九、组织业务能手达标竞赛活动。举办全省地税系统以“三员”为主的各类业务能手的达标竞赛活动，选拔并表彰一批业务能手。

十、建立完善师资队伍。研究制定师资人员的条件和标准，按照自愿报名、组织考核、明确待遇、加强管理的原则逐级推荐产生省局的师资队伍。

十一、按照选派要求，组织干部参加总局的专业知识培训班、省委组织部更新知识培训班、省人事厅组织的任职培训和对外交流培训班。

增加系统总结 第21篇

二、机房维护及消防安全工作

1、在分公司分管领导的指导下制定了《机房值班制度》及《机房维护及消防制度》，根据制度明确了机房值班人员，建立和完善各项维护制度和加强机房资料及文档的管理，机房设备检修清扫，做好“三防”工作，确保设备正常运行，保证信号安全传输。

2、积极配合总公司和机房对纤、跳线等工作。对机房进行不定期检查，遇到安全隐患及时排除并上报，遇到节假日和重要传输时期，都做好了安全上报等工作。

3、不定期对机房的消防工作进行安全检查，就一些存在的'问题进行了及时整改，消除了存在的安全隐患。

三、加强技术培训，提高队伍素质

增加系统总结 第22篇

【关键词】税务教育培训 师资人才库 意义

在税务干部的管理中，教育培训发挥着极为重要的作用，它有助于提升税务干部的素质，提高税务机构的服务水平。因此，加强税务人员的教育培训，建设税务教育培训师资人才库对于促进我国税收事业的发展具有重要的现实意义。

1.建设税务教育培训师资人才库的现实意义

适应大规模干部培训的需要

随着税收事业的快速发展，各项税收工作对干部队伍素质的要求日益提高，客观上要求加大干部教育培训工作力度。当前，税务干部大规模培训、轮训工作对师资的需求比过去任何时候都更加紧迫。全国现有国税、地税干部近八十万，按照《条例》和国家_的要求，每年每人至少需要脱产培训12天，每年近千万人天的培训任务，没有一支过硬的师资队伍是难以完成的。目前，全国税务系统培训机构无论是从年培训规模来估算，还是从专职教师数量来计算都远远不能达到圆满完成培训任务的基本要求。要解决二者之间的矛盾，既要最大限度地发挥培训机构的效能，充分利用系统内的教学资源，也要充分利用系统内的兼职教师队伍，同时还要合理地吸收部分社会资源，通过建立专兼职师资库的方式更好地为干部培训所用，使师资的资源能够共享，互相补遗拾缺，增加培训的数量，提高培训质量，实现教育培训的根本目标。

整合系统内外的专门人才的需要

目前，全国税务系统已经建立起专门人才库，入库干部在各自不同的岗位上发挥着重要的骨干作用。组建师资人才库既可以使系统内各类人才库得以完备，又可使师资人才库与专门人才库进行有机结合和有效对接。二者的结合可以使培训师资与工作在一线的税务干部实现信息交换，专职教师可以从其他专业人才库人员那里获取最有价值和说服力的案例与资料，一线的业务骨干也可从专职教师那里获取理论上的指导和相关问题的探索；二者的对接可以最大限度地克服目前教育培训工作中存在的专职教师授课过程中的针对性和实用性不足的问题，专门人才可以通过到培训机构授课的形式升华自己的业务知识，探索解决相似问题的规律，提升分析问题、解决问题的能力和教学水平，从而提高其综合素质。

2.建设税务教育培训师资人才库的目的

为加强教育培训和人才资源管理提供支持

教育培训工作是百年大计，事关税收事业的长远发展。总局教育培训主管部门通过组建师资人才库，可以摸清从事税务干部培训的师资资源现状及结构分布，为今后提高师资水平，完善师资结构提供基础资料。

同时，通过师资人才库的建设，整合后的师资力量可以被统一调度，在加大力气开展集中培训的基础上，根据各地培训基础条件的现状和干部学习的时间分配，广泛开展送教上门或远程培训工作，尽其可能地发挥各地师资的作用。

规范对系统内师资人才的管理

近年来，总局教育培训主管部门对培训机构和师资进行了有效管理，切实保证了教育培训工作的稳步推进。但是，培训机构和师资的变化较快，总局掌握的数据有的不很全面，这就弱化了总局教育培训主管部门在决策与管理中的针对性与规范性。因而，组建师资人才库也是对系统内师资人才进行有效管理、规范管理和动态管理，随时以最近的师资信息为基础税务机关服务的有效途径。

突破师资瓶颈，提供管理规范

增加系统总结 第23篇

阻塞IO：是在两个过程应用都处于阻塞状态。进程或线程调用某个函数，该函数需要满足特定条件才能向下执行。如果条件不满足，则会使调用进程或线程阻塞，让出CPU控制权，并一直持续到条件满足为止。

非阻塞IO：是应用发出IO操作后可以立刻返回，通过轮询盘判断数据是否准备好，在copy数据阶段阻塞应用。

IO多路复用：是阻塞调用select，查找可用的套接字，如果有套接字可用，那么就阻塞调用(recvfrom)完成数据的copy过程。Linux select就是这种模型，缺点是一次select会扫描所有的socket。

信号驱动IO：是应用发出SIGIO后立刻返回，内核中数据准备好后，通知应用，由应用进行阻塞recvfrom调用从内核copy数据。linux epoll就是基于事件的就绪通知方式，省去了所有socket的扫描开销。

异步IO：是应用发出aio-read后马上返回，数据准备好后，由操作系统把数据copy到应用，并通知应用数据copy完成。

阻塞：用户进程访问数据时，如果未完成IO，调用的进程一直处于等待状态，直到IO操作完成。

非阻塞：用户进程访问数据时，会马上返回一个状态值，无论是否完成，此时进程可以操作其他事情。 同步：用户进程发起IO后，进行就绪判断，轮询内核状态。

异步：用户进程发起IO后，可以做其他事情，等待内核通知。

select，poll，epoll都是IO多路复用的机制。I/O多路复用就通过一种机制，可以监视多个描述符，一旦某个描述符就绪（一般是读就绪或者写就绪），能够通知程序进行相应的读写操作。但select，poll，epoll本质上都是同步I/O，因为他们都需要在读写事件就绪后自己负责进行读写，也就是说这个读写过程是阻塞的，而异步I/O则无需自己负责进行读写，异步I/O的实现会负责把数据从内核拷贝到用户空间。

select：是最初解决IO阻塞问题的方法。用结构体fd_set来告诉内核监听多个文件描述符，该结构体被称为描述符集。由数组来维持哪些描述符被置位了。对结构体的操作封装在三个宏定义中。通过轮寻来查找是否有描述符要被处理，如果没有返回。

存在的问题：内置数组的形式使得select的最大文件数受限与FD_SIZE；每次调用select前都要重新初始化描述符集，将fd从用户态拷贝到内核态，每次调用select后，都需要将fd从内核态拷贝到用户态；轮寻排查当文件描述xxx数很多时，效率很低；

poll：通过一个可变长度的数组解决了select文件描述xxx的问题。数组中元素是结构体，该结构体保存描述符的信息，每增加一个文件描述符就向数组中加入一个结构体，结构体只需要拷贝一次到内核态。poll解决了select重复初始化的问题。轮寻排查的问题未解决。

epoll：轮寻排查所有文件描述符的效率不高，使服务器并发能力受限。因此，epoll采用只返回状态发生变化的文件描述符，便解决了轮寻的瓶颈。

每次调用poll/select系统调用，操作系统都要把current（当前进程）挂到fd对应的所有设备的等待队列上，可以想象，fd多到上千的时候，这样“挂”法很费事；而每次调用epoll_wait则没有这么xxx，epoll只在epoll_ctl时把current挂一遍（这第一遍是免不了的）并给每个fd一个命令“好了就调回调函数”，如果设备有事件了，通过回调函数，会把fd放入rdllist，而每次调用epoll_wait就只是收集rdllist里的fd就可以了——epoll巧妙的利用回调函数，实现了更高效的事件驱动模型。

LT:level trigger, 水平触发模式

ET:edge trigger, 边缘触发模式

相同点：都是通过epoll_wait从EPOLL等待队列读取激活事件 区别：1. LT模式读取激活事件后，如果还有未处理的数据。事件会重新放入EPOLL等待队列。2. ET模式读取激活事件，直接从EPOLL等待队列移除，不管是否有未处理的数据。

LT模式问题：如果可读或可写事件未处理，会频繁激活未处理事件

解决方法：不想处理读写事件时， 从EPOLL中移除句柄。需要处理时再加入EPOLL

ET模式问题：如果可读或可写没有全部处理，会有老数据残留。要等待新数据到来。

解决方法：1. 循环读取或写入数据，一直到EAGAIN或EWOULDBLOCK

ET模式饿死问题处理方法：

应用层维护一个list, 存储epoll_wait返回的就绪文件描述符, 然后循环处理

在list不为空时, 进行循环处理其中事件

每个文件描述符只进行一定限度的 IO 操作, 比如每次限定只读 1KB 数据, 然后继续处理其他的文件描述符

如果该文件描述符读了 1KB 没读完 (没有返回EAGIN / EWOULDBLOCK), 就继续停留在list中, 反之如果其上的 IO 操作执行完了, 就将其移除list