当我们谈论Netty的线程模型时，首先会想到的是经典的ReactorIO多路复用线程模型。
从这篇文章中，大家可以学习到如下知识：什么是I/O多路复用Reactor三种线程模型Netty线程模型NioEventLoop源码分析JDKepollbug学习I/O多路复用之前，我们先来了解如下几个概念：阻塞I/O：客户端从socket中读取数据或写入数据时，如果读取时流中没有数据，写入时缓冲区已满，就需要block，知道流中有数据或者缓冲区的数据被排空。
非阻塞I/O：客户端从流中读取数据，如果流中没有数据，则立即返回，不发生block。
同步I/O：同步I/O将导致请求的I/O操作一直被block，直到

一款简单优雅的日历控件支持左右无限滑动切换月份支持点击头部返回至当前月份点击每个日子可以触发回调事件回调使用block，轻量又简单

面向对象的VB.net版《扫雷》游戏源代码（.net2.0）两个核心类：MineGame类和Block（砖块）类。
MineGame类封装了游戏的主要功能，如定义砖块的数量，雷的数量，翻开行为，游戏开始、结束事件等。
Block类封装了单个砖块的主要功能，如定义砖块的状态（未翻开、翻开、标记等），砖块下是否有雷，该砖块周围雷的数量等等。
界面方面，砖块使用LinearGradientBrush线性渐变填充，比Windows自带的《扫雷》要好看得多。
功能与操作方面，完全与Windows自带的《扫雷》相同，支持左右键同时点击。
另外还支持窗口尺寸的任意改变，比Windows自带的《扫雷》更方便，与Vista不同的是，在Vista的《扫雷》里，窗口只能按比例改变尺寸，而此版的可任意比例改变。
当然，砖块有只能会变成长方形^o^

dxf建立三角形坡面，直接运行生成prism，在3dec中建立block，任何复杂坡面模型均可建立，而且超级简单。

利用ext3grep恢复文件时并不依赖特定文本格式。
首先ext3grep通过文件系统的rootinode（根目录的inode一般为2）来获取当前文件系统下所有文件的信息，包括存在的和已经删除的文件，这些信息包括文件名和inode。
然后利用inode信息结合日志去查询该inode所在的block位置，包括直接块、间接块等信息。
最后利用dd命令将这些信息备份出来，从而恢复数据文件。

自己写了一个flv的查看工具，网上的FlvParse很多bug,我的flv工具可以把spspps和音频编码参数更细的参数打印出来。
支持sina的block文件查看

广工，操作系统实验，银行家算法，源码2实验要求1.假定系统有3类资源A（10个）、B（15个）、C（12个），系有5个进程并发执行，进程调度采用时间片轮转调度算法。
2.每个进程由一个进程控制块（PCB）表示，进程控制块可以包含如下信息：进程名、需要的资源总数、已分配的资源数、进程状态。
3.由程序自动生成进程（包括需要的数据，要注意数据的合理范围）。
4.进程在运行过程中会随机申请资源（随机生成请求的资源数），如果达到最大需求，表示该进程可以完成；
如果没有达到最大需求，则运行一个时间片后，调度其它进程运行。
资源分配采用银行家算法来避免死锁。
5.每个进程的状态可以是就绪W（Wait）、运行R（Run）、阻塞B（Block）或完成F（Finish）状态之一。
6.每进行一次调度，程序都要输出一次运行结果：正在运行的进程、就绪队列中的进程、阻塞队列中的进程、完成的进程以及各个进程的PCB，以便进行检查。

一、UNIX文件系统的基本原理    UNIX采用树型目录结构，每个目录表称为一个目录文件。
一个目录文件是由目录项组成的。
每个目录项包含16B，一个辅存磁盘块(512B)包含32个目录项。
在目录项中，第1、2字节为相应文件的外存i节点号，是该文件的内部标识；
后14B为文件名，是该文件的外部标识。
所以，文件目录项记录了文件内、外部标识的对照关系。
根据文件名可以找到辅存i节点号，由此便得到该文件的所有者、存取权、文件数据的地址健在等信息。
UNIX的存储介质以512B为单位划分为块，从0开始直到最大容量并顺序加以编号就成了一个文件卷，也叫文件系统。
本次课程设计是要实现一个简单的模拟UNIX文件系统。
我们在磁盘中申请一个二进制文件模拟UNIX内存，依次初始化建立位示图区，I节点区，数据块区。
二、基本要点思路     1、模拟磁盘块的实现：因为文件系统需要从磁盘中读取数据操作数据，在实现时是使用文件来模拟磁盘，一个文件是一块磁盘，在文件中以划分磁盘块那样划分不同的区域，主要有三个区域：位图区，inode索引节点区，磁盘块区。
位图区我是使用一个512byte的数组存放，inode区和磁盘块区我采用一种自认为比较巧妙的方法，就是存放对象列表，之前说过，在本次实验的所有的结构都使用对象进行存储，而inode节点和磁盘块就是两个重要的数据结构，在初始化时我实例化32个inode对象和512个block对象（至于这些类的具体定义下面会提到），然后将这些对象加入各自对应的对象列表中，在存储时，使用java的对象序列化技术将这个对象数组存到磁盘中。
当使用文件系统时，程序会先从磁盘文件中读取出位图数组，inode对象列表，block对象列表，之后的操作就是通过对这些列表进行修改来实现。
使用这种方法可以减小存储的空间（对象序列话技术）而且不需要在使用时进行无用的查找，只要第一次初始化中将这些对象都读取出来。
    2、界面的实现：在实现这个文件系统时使用了两种方案，一种是直接在java控制台来进行输入输出，因为原本想着UNIX文件系统原本也是使用的命令行语句，所以在控制台上实现也很接近。
后来在老师的建议下又将整个程序重新修改，改成在UI界面上进行输入输出，这样确实界面美观舒服了不少，只不过两者用的技术很不一样，前者主要使用的是系统的输入输出流，后者使用java监听器。
    3、权限的实现：在实现多用户的权限方面，我给文件和文件夹各定义了三级权限1、访问：在文件中是可以查看文件的内容，在文件夹中是可以进入该文件夹。
2、修改：文件中是可以对文件进行编辑，文件夹中是可以在该文件夹中创建新的文件或目录。
3、删除：顾名思义。
文件或文件夹的创建者拥有最高级别的权限，只有拥有最高级权限的用户才可以给其他用户针对该文件或文件夹进行授权和授权操作。
在每次对文件或文件夹进行访问修改删除操作时都会检查当前用户在该文件或文件夹所拥有的权限，只有拥有的权限大于想要实现的权限时才可以进行该操作。

摘要:本文从MDCLoad的基本原理出发，介绍了DB2在MDC表上Load数据的具体实现过程，并分析了影响MDCLoad性能的一些因素。
MDC是在DB2V8中引入的，它可以将在多个维(dimension)上具有类似值的行聚集在一起放在连续的磁盘上。
在查询性能方面，涉及表中一个或多个指定维的范围查询将从数据的聚合获得好处。
这些查询只需要访问包含有指定维值的记录的页，这大大减少了磁盘I/O，为分析性查询带来极大的性能提高。
在MDC表中，每个维可以用一个或多个列来定义；
数据块(block)也称作extent，是指磁盘上一组连续的数据页，存储在同一数据块上的的数据具有相同的维值；
表的维值的每一种唯一组

基于HOG特征提取的图像分类器，HOG的核心思想是所检测的局部物体外形能够被光强梯度或边缘方向的分布所描述。
通过将整幅图像分割成小的连接区域称为cells，每个cell生成一个方向梯度直方图或者cell中pixel的边缘方向，这些直方图的组合可表示出所检测目标的目标）描述子。
为改善准确率，局部直方图可以通过计算图像中一个较大区域称为block的光强作为measure被对比标准化，然后用这个measure归一化这个block中的所有cells.这个归一化过程完成了更好的照射/阴影不变性。

在日常工作中，钉钉打卡成了我生活中不可或缺的一部分。然而，有时候这个看似简单的任务却给我带来了不少烦恼。 每天早晚，我总是得牢记打开钉钉应用，点击"工作台"，再找到"考勤打卡"进行签到。有时候因为工作忙碌，会忘记打卡，导致考勤异常，影响当月的工作评价。而且，由于我使用的是苹果手机，有时候系统更新后，钉钉的某些功能会出现异常，使得打卡变得更加麻烦。 另外，我的家人使用的是安卓手机，他们也经常抱怨钉钉打卡的繁琐。尤其是对于那些不太熟悉手机操作的长辈来说，每次打卡都是一次挑战。他们总是担心自己会操作失误，导致打卡失败。 为了解决这些烦恼，我开始思考是否可以通过编写一个全自动化脚本来实现钉钉打卡。经过一段时间的摸索和学习，我终于成功编写出了一个适用于苹果和安卓系统的钉钉打卡脚本。