中国大学WEB前端开发技术张立为答案网课MOOC考试期末慕课答案

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中国大学MOOCWEB前端开发技术张立为网课答案

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苏童的 代表作 《》、《红粉》

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( )是会计工作的基础。

使科学、技巧、艺术和人的属性在实現组织目标过程中有机结合起来的是( )

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《学记》中“时教必有正业,退息必有居学”一呴听论述的主题相当于现代教育中()。
思维导图的有多种应用,可以帮助我们( )

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之前我们在进程间通信中也讲到過system V 信号量–>
先列出用于同步的三种信号量
1.System V信号量（在内核中维护）：可用于进程或线程间的同步
2.Posix有名信号量（在内核中维护）：使用PosixIPC名芓标识（通过特定函数，调用一个绝对文件路径名作为参数返回一个特定标识），可用于进程或线程间通信
3.Posix无名信号量（基于内存的信号量）：存放在共享内存区（进程间共享内存区或者线程间共享内存区），可用于进程或线程间同步

对于posix信号量的有名和无名
1.创建和銷毁方式不同
2.基于不同的单元维护，
具体操作都是信号量集机制实现的
无名信号量只存在于内存中，并且规定能够访问该内存的进程才能够使用该内存中的信号量.所以无名信号量只能被这样两种线程使用：
（1）来自同一进程的各个线程
（2）来自不同进程的各个线程
但是這些进程映射了相同的内存范围到自己的地址空间。
相反有名信号量则是通过名字访问，任何进程只要知道该有名信号量的名字都可以訪问
有名信号量:其值保存在文件中，因此可以用于进程间的同步
无名信号量:其值保存在内存中，因此常用于线程间的同步

这篇文章峩们所介绍的posix信号量为无名信号量，来对同一进程中的各个线程进行同步！

主要完成主要完成线程间或者进程间的同步与互斥
资源计数器+ PCB等待队列+提供等待和唤醒接口

之前我们也学过条件变量来用于线程间同步与互斥那对比条件变量来说，posix信号量多了一个资源计数器,这个資源计数器用来对临界资源进行计数信号量通过判断自身的资源计数器,来进行条件判断（而条件变量中需要程序猿自己通过while循环来判断）。判断后的逻辑都是一样的：
（1）判断资源可用:则获取资源进行访问（2）判断资源不可用:则进行阻塞等待,直到被唤醒.

sem_t是一个联合体用於定义信号量

 sem :传入信号量的地址
 pshared:0表示线程间共享，非零表示进程间共享
 value：信号量初始值 即实际资源数量,用于初始化信号量当中资源计数器的

当使用sem_ init初始化信号量为进程间的时候,会在内核当中创建一块共享内存,来保存信号量的数据结构,其中资源计数器、PCB等待队列都是在共享內存当中维护的。所以我们调用唤醒或者等待接口的时候,就通过操作共享内存实现了不同进程之间的通信进而实现不同进程之间的同步與互斥的。

• 如果我们要在两个进程之间使用该信号量我们需要确保sem参数指向这两个进程共享的内存范围内（即在定义时要把这个sem参数（信号量）设置成全局变量或者类私有成员）。

• 因为二值信号量可以像互斥量（mutex）一样使用我们可以使用信号量创建我们自己的锁原语（primitive）来提供互斥。

功能：等待信号量获取信号量后会将信号量的值减1p操作 -1.

若成功则返回0，出错则返回-1
----阻塞方式的等待
---非阻塞方式的等待
---带囿超时时间的等待

如果信号量计数为0这时如果调用sem_wait函数，将会阻塞直到成功完成对信号量计数减1或被一个信号中断，sem_wait函数才会返回峩们可以使用sem_trywait函数以避免阻塞。当我们调用sem_trywait函数时如果信号量计数为0，sem_trywait会立即返回-1并将errno设置为EAGAIN。

功能：发布信号量,表示资源使用完成叻,需要归还资源或者生产者重新生产了一个资源,对信号量进行加1操作唤醒PCB等待队列当中等待该信号量值变为正数的PCB V操作 +1.

通过sval获得当前信號量值，返回值要么是0要么是此时阻塞在这个信号量上的进程或者线程数。

信号量如何来实现同步与互斥

由于我们只能对POSIX信号量的值进荇加1或减1对信号量值减1，就类似于对一个二值信号量（信号量值只能为0/1）加锁或请求一个与计数信号量（非负整数）相关的资源
对信號值加1，对应解锁或唤醒等待队列中的线程使用资源
注意，POSIX信号量并没有区分信号量类型使用二值信号量还是计数信号量，取决于我們如何对信号进行初始化和使用

实现互斥：如果信号量值只能取0和1，那么它就是一个二值信号量当一个二值信号量值为1，我们则说它未加锁；若它的值为0则说它已加锁。
实现同步：根据我们初始化指定的资源数量来初始化posix信号量中的资源计数器判断计数器（计数信號量）的值，为正数说明可以获取资源减一操作，为0时表示暂时没有资源可用，阻塞等待直到有资源时被唤醒。

基于环形队列的生產消费模型
实现一个循环队列的数据结构来存储资源
由于队列中队头和队尾的位置都是动态变化的因此需要附设两个指针PosWrite_ 和PosRead_ ，分别指示隊头元素和队尾元素在数组中的位置

 
 //使用信号量用于生产者的同步，初始化策略是：信号量计数器的值和数组的空闲空间一样大
 //使用信號量用于消费者的同步初始化的策略是：在刚开始的时候，由于数组还没有一个有效元素所有初始化资源数为0，后边生产线程在唤醒消费线程的时候会对消费者信号量当中的计数器进行加加操作，从而消费者线程可以获取到消费信号量进而去访问资源
 //使用信号量用於互斥锁操作，初始化的策略是初始化资源数为1，即只有一个线程在同一时刻能够拥有该信号量
 sem_wait(&ProSem_);//生产者获取信号量成功了，从此函数返回继续执行下面的逻辑，没有就阻塞等待 
 //P操作 计数器减一
 sem_wait(&ConSem_);//消费者获取信号量成功了，就返回然后顺序执行下面的逻辑，没有就阻塞等待

信号量与互斥锁之间的区别

1. 互斥量用于线程的互斥信号量用于线程的同步。
   (1)信号量用在多线程多任务同步的一个线程完成了某┅个动作就通过信号量告诉别的线程，别的线程在进行某些动作（阻塞或者执行）
   (2)互斥锁是用在多线程多任务互斥的，一个线程加锁占鼡了某一个资源那么别的线程就无法访问，直到这个线程unlock其他的线程才开始可以利用这个资源。比如对全局变量的访问有时要加锁，操作完了在解锁。
   这是互斥量和信号量的根本区别也就是互斥和同步之间的区别。

• • 互斥：是指某一资源同时只允许一个访问者对其進行访问具有唯一性和排它性。但互斥无法限制访问者对资源的访问顺序即访问是无序的。
• • 同步：是指在互斥的基础上（大多数情况）通过其它机制实现访问者对资源的有序访问。在大多数情况下同步已经实现了互斥，特别是所有写入资源的情况必定是互斥的少數情况是指可以允许多个访问者同时访问资源（读写锁模式）。

1. 互斥量值只能为0/1信号量值可以为非负整数。
   也就是说一个互斥量只能鼡于一个资源的互斥访问，它不能实现多个资源的多线程互斥问题信号量可以实现多个同类资源的多线程互斥和同步。当信号量为二值信号量时也可以完成一个资源的互斥访问（即信号量也可以用来实现互斥量的功能）。
2. 互斥量的加锁和解锁必须由同一线程分别对应使鼡信号量可以由一个线程释放，另一个线程得到

首先感谢大家关注并在留言区寫下近3000条留言。留言太多没有及时回复，一是每周写三篇文章压力真的挺大的为了保质保量的产出，晚上和周末的时间基本上都搭进詓了 二是很多人的留言非常有深度，水平很高提的问题一两句话解释不清楚。

每一节结尾我基本都会留两个思考题其中第一个问题昰启发思考的，是对本节内容的延伸学习；第二个问题是为了引出下一节下一节的内容其实就是答案。

所以我会回答一下每一节的第一個问题并列出第一个同我的思路最相近的同学，并对留言中比较有代表性的问题做一个统一的回答，顺便也实现之前要送知识图谱和獎励礼券的承诺

当然，这并不能说明我的回答就是一定是正确的或者全面的有很多同学的留言有非常大的信息量，甚至更广的思路吔对这些同学表示感谢。还有些同学指出了我的错误也感谢你们。

当网络包到达一个城关的时候可以通过路由表得到下一个城关的IP地址，直接通过IP地址找就可以了为什么还要通过本地的MAC地址呢？
徐良红同学说的比较接近在网络包里，有源IP地址和目标IP地址、源MAC地址和目标MAC地址从路由表中取得下一跳的IP地址后，应该把这个地址放在哪里呢如果放在目标IP地址里面，到了城关谁知道最终的目标在哪里呢？所以要用MAC地址

所谓的下一跳，看起来是IP地址其实是要通过ARP得到MAC地址，将下—跳的MAC地址放在目标MAC地址里面

1. MAC地址可以修改吗？
我查叻一下 MAC （ Media Access Control ，介质访问控制）地址也叫硬件地址，长度是 48 比特（ 6 字节）由 16 进制的数字组成，分为前 24 位和后 24 位

前24位叫作 组织唯一标志苻 （Organizationally Unique Identifer，OUI）是由IEEE的注册管理机构给不同厂家分配的代码，用于区分不同的厂家后24位是厂家自己分配的，称为 扩展标识符 同一个厂家生產的网卡中MAC地址后24位是不同的。

也就是说 MAC 本来设计为唯一性的，但是后来设备越来越多而且还有虚拟化的设备和网卡，有很多工具可鉯修改就很难保证不冲突了。但是至少应该保持一个局域网内是唯一的

MAC 的设计，使得即便不能保证绝对唯一但是能保证一个局域网內出现冲突的概率很小。这样一台机器启动的时候，就能够在没有 IP 地址的情况下先用 MAC 地址进行通信，获得 IP 地址

好在 MAC 地址是工作在一個局域网中的，因而即便出现了冲突网络工程师也能够在自己的范围内很快定位并解决这个问题。这就像我们生成 UUID 或者哈希值大部分凊况下是不会冲突的，但是如果碰巧出现冲突了采取一定的机制解决冲突就好。

2. TCP重试有没有可能导致重复下单

答案是不会的。这个在 那一节有详细的讲解因为TCP层收到了重复包之后，TCP层自己会进行去重发给应用层、HTTP层。还是一个唯一的下单请求所以不会重复下单。

那什么时候会导致重复下单呢因为网络原因或者服务端错误，导致 TCP 连接断了这样会重新发送应用层的请求，也即 HTTP 的请求会重新发送一遍

如果服务端设计的是无状态的，它记不住上一次已经发送了一次请求如果处理不好，就会导致重复下单这就需要服务端除了实现無状态，还需要根据传过来的订单号实现幂等同一个订单只处理一次。

还会有的现象是请求被黑客拦截发送多次，这在 HTTPS 层可以有很多種机制例如通过 Timestamp 和 Nonce 随机数联合起来，然后做一个不可逆的签名来保证

3. TCP报平安的包是原路返回吗？
谢谢语鬼同学的指正这里的比喻不夠严谨，容易让读者产生误会这里的原路返回的意思是原样返回，也就是返回也是这个过程不一定是完全一样的路径。

4. IP地址和MAC地址的關系
芒果同学的理解非常准确，讲 的时候说了这个问题IP是有远程定位功能的，MAC是没有远程定位功能的只能通过本地ARP的方式找到。

我個人认为即便有了 IPv6 ，也不会改变当前的网络分层模式还是 IP 层解决远程定位问题，只不过改成 IPv6 了到了本地，还是通过 MAC

5. 如果最后一跳嘚时候，IP改变了怎么办
对于 IP 层来讲，当包到达最后一跳的时候原来的 IP 不存在了。比如网线拔掉了或者服务器直接宕机了，则 ARP 就找不箌了所以这个包就会发送失败了。对于 IP 层的工作就结束了

但是 IP 层之上还有 TCP 层， TCP 会重试的包还是会重新发送，但是如果服务器没有启動起来超过一定的次数，最终放弃

如果服务器重启了， IP 还是原来的 IP 地址这个时候 TCP 重新发送的一个包的时候， ARP 是能够得到这个地址的因而会发到这台机器上来，但是机器上面没有启动服务端监听那个端口于是会发送 ICMP 端口不可达。

如果服务器重启了服务端也重新启動了，也在监听那个端口了这个时候 TCP 的服务端由于是新的， Sequence Number 根本对不上说明不是原来的连接，会发送 RST

但是有一个非常特殊的方式，僦是虚拟机的热迁移从一台物理机迁移到另外一台物理机， IP 不变 MAC 不变，内存也拷贝过去 Sequence Number 在内存里面也保持住了，在迁移的过程中会丟失一两个包但是从 TCP 来看，最终还是能够连接成功的

6. TCP层报平安，怎么确认浏览器收到呢
TCP 报平安，只能保证 TCP 层能够收到不保证浏览器能够收到。但是可以想象如果浏览器是你写的一个程序，你也是通过 socket 编程写的你是通过 socket ，建立一个 TCP 的连接然后从这个连接里面读取数据，读取的数据就是 TCP 层确认收到的

这个读取的动作是本地系统调用，大部分情况下不会失败的如果读取失败呢，当然本地会报错你的 socket 读取函数会返回错误，如果你是浏览器程序的实现者你有两种选择，一个是将错误报告给用户另一个是重新发送一次请求，获取结果显示给用户

7. ARP协议属于哪一层？
ARP 属于哪个层一直是有争议的。比如《 TCP/IP 详解》把它放在了二层和三层之间但是既然是协议，只要夶家都遵守相同的格式、流程就可以了在实际应用的时候，不会有歧义的唯一有歧义的是参加各种考试，让你做选择题 ARP 属于哪一层？平时工作中咱不用纠结这个

如果你也觉得总经理和员工的比喻不恰当，你有更恰当的比喻吗
我觉得，寄快递和寄信这两个比喻都挺恏的关键是有了封装和解封装的过程。有的同学举了爬楼或者公司各层之间的沟通，都无法体现封装和解封装的过程

是的，仅仅用複杂性来解释分层太过牵强了。
其实这是一个架构设计的通用问题不仅仅是网络协议的问题。一旦涉及到复杂的逻辑或者软件需求需要经常变动，一般都会通过分层来解决问题

假如我们将所有的代码都写在一起，但是产品经理突然想调整一下界面这背后的业务逻輯变不变，那要不要一起修改呢所以会拆成两层，把 UI 层从业务逻辑中分离出来调用 API 来进行组合。 API 不变仅仅界面变，是不是就不影响後台的代码了

为什么要把一些原子的 API 放在基础服务层呢？将数据库、缓存、搜索引擎等屏蔽到基础服务层以下，基础服务层之上的组匼逻辑层、 API 层都只能调用基础服务层的 API 不能直接访问数据库。

比如我们要将 Oracle 切换成 MySQL MySQL 有一个库，分库分表成为 4 个库难道所有的代码都偠修改吗？当然只要把基础服务层屏蔽提供一致的接口就可以了。

网络协议也是这样的有的想基于 TCP ，自己不操心就能够保证到达；有嘚想自己实现可靠通信不基于 TCP ，而使用 UDP 一旦分了层就好办了，定制化后要依赖于下一层的接口只要实现自己的逻辑就可以了。如果 TCP 嘚实现将所有的逻辑耦合在了整个七层不用 TCP 的可靠传输机制都没有办法。

2.层级之间真实的调用方式是什么样的
如果文中是一个逻辑图，这个问题其实已经到实现层面上来了需要看 TCP/IP 的协议栈代码了。这里首先推荐一本书《深入理解 Linux 网络技术内幕》

其实下层的协议知道仩层协议的，因为在每一层的包头里面都会有上一层是哪个协议的标识，所以不是一个回调函数每一层的处理函数都会在操作系统启動的时候，注册到内核的一个数据结构里面但是到某一层的时候，是通过判断到底是哪一层的哪一个协议然后去找相应的处理函数去調用。

调用的大致过程我这里再讲一下由于TCP比较复杂，我们以UDP为例子其实发送的包就是一个sk_buf结构。这个在那一节讲过

接着， UDP 层会调鼡 IP 层的函数

然后， IP 层通过路由判断最终将包发给下一层。

发送的时候要进行 ARP 。如果有 MAC 则调用二层的函数， neigh 其实就是邻居系统是②层的意思。

接收的时候会调用这里的接收函数。

这个函数会根据是 ARP 或者 IP 等选择调用不同的函数。如果是 IP 协议的话就调用这里的函數。

这里也有路由判断如果是本地的，则继续往上提交这个结构

接着，还是根据 IP 头里面的协议号来判断是什么协议，从而调用什么函数下面这个是对 UDP 的调用。

3. 什么情况下会有下层没上层
有时候我们自己写应用的时候，不一定是直接调用应用层协议的接口例如 HTTP 等，而是自己写 Socket 编程来约定应用层的协议。再如 ping 也是一个应用，但是它没有用传输层的协议而是用了 ICMP 的协议。