VMware vSphere 服务器虚拟化之二十五 桌面虚拟化之终端服务池

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原创 最新推荐文章于 2026-07-22 09:09:02 发布 4.2k 阅读 AI 写同款· GEO 优化 ›
【信息科学与工程学】【数据中心】【智算中心】【容灾备份】 第二十五篇 智算中心业务容灾-第一部分 设计原则具体实施关键技术监控指标恢复策略测试验证冗余设计​1. 多副本数据存储2. 多路径网络连接3. 多活计算资源4. 多实例服务部署1. 数据复制技术2. 负载均衡技术3. 集群管理技术4. 容器编排技术1. 副本健康状态2. 路径可用性3. 资源利用率4. 服务实例状态1. 自动故障转移2. 数据一致性修复3. 资源重新调度4. 服务重新注册1. 故障注入测试2. 切换演练3. 性能压测4. 数据一致性验证自动化恢复​。 阅读详情

                           VMware vSphere 服务器虚拟化之二十五 桌面虚拟化之终端服务池

 

终端服务池是指由一台或多台微软终端服务器提供服务的桌面源组成的池。终端服务器桌面源可交付多个桌面。它具有以下特征：

1、终端服务池由一个或多个终端服务器组成的群集提供服务

2、负载平衡基于最小会话计数：即选择具有最小活动会话计数的池之后，在该池内所有终端服务器之间的view Manager负载平衡链接请求数目

3、管理员可将整个池授权给用户或用户组

 

 

 

说明：

      环境基于实验二十四

 

 

1、   准备一台Windows Server2008的物理计算机名为mit-server,将这台物理服务器加入域kkfloat.com，接着安装远程桌面服务角色并指派相应用户有访问权限然后重启服务器。直接到服务器上初始化终端服务配置.安装VMware View Agent x64程序，链接View连接服务器，并输入域管理员凭据

 

 

 

2、在客户端使用IE浏览器访问https://vconnector.kkfloat.com/admin View连接服务器的View Manager网站. 打开View控制台，进入“清单à池，在右侧单击添加。选择虚拟桌面池的类型为“终端服务池”。说明：

1)    自动池：自动池使用 vCenter Server 模板或虚拟机快照生成新桌面。在根据池的使用情况按需求创建或生成池时可创建桌面。。

2)    手动池：桌面池中的计算机是物理机或其它虚拟机。

3)    终端服务池：池中的计算机是微软的终端服务器。

 

 

3、设置池的识别信息。说明：

1)        ID：池的唯一识别号，不能与其它的池相同，

2)    显示名称：用户连接到池的名称，如果留空就使用ID

3)        View文件夹：可对你组织中的池进行整理，还可以委派管理

 

 

4、池参数的设置.说明：

1)        常规：由于设置是否启用这个池和连接服务器限制

2)        远程设置：用于控制是否允许用户关机，注销，重启，注销是否还原虚拟桌面

3)       远程显示协议：显示协议、分辨率和3D效果，还有开启HTML访问模式（注意HTML的访问模式需要虚拟桌面安装了HTML桌面访问功能包）

4)        设置Adobe Flash：调整Flash的质量效果。

 

 

 

5、  添加终端服务器mit-server

 

 

6、  完成终端服务池池的创建

 

 

7、 分配虚拟桌面 。打开View控制台，进入“清单à池，并在左侧的桌面池中选择创建好的桌面池，单击“授权“将虚拟桌面池授权给Marketing组，然后完成授权

 

 

8、 在一台客户端VMwareView Client输入ViewConnection Server的IP地址，点击“连接”：在证书凭据验证时，选择继续, 输入具有登录到虚拟桌面权限的用户和密码, 登录成功后，就可以看到属于该用户的桌面，你可以通过右边的倒三角选择连接的协议（RDP/PCoIP）, 双击桌面池Terminal Pool名字，开始连接到虚拟桌面。终端授权问题导致不能登录服务器，必须要有授权TS服务器，这里在mit-server上把它安装一下

 

 

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一个进程池的服务器程序 一个进程池的服务器程序 下面做了非常简单的http服务器，该服务器只能接收Get请求。 流程大概如下： 1，父进程listen，创建pipe（下面所有父子进程之间的通信都用该pipe） 2，父进程预fork n个子进程 3，各个子进程accept(listenfd)，即所有子进程竞争accept请求。由于listenfd是在fork之前就有的，所以所有子进程都可以访问到，不需用到“进程间文件描述符传递”问题； 4，子进程每accept到一个请求都告诉父进程，父进程把请求数加1；子进程没完成一个请求，父进程把请求数减1；当父进程发现请求数 >= 子进程数时，父进程创建新的子进程，并把子进程数加1（当然子进程数有个预先上限）；当父进程发现子进程数大于请求数加1时，父进程杀死多余的子进程。 总的来说，思想是让子进程accept并处理请求，父进程通过子进程发来的信息控制请求数与子进程数之间的关系。 代码如下： 代码如下： #include <time.h> #include <sys/types.h> #include <sys/socket.h> #include <arpa/inet.h> #include <string.h> #include <stdio.h> #include <stdlib.h> #include <dirent.h> #include <sys/stat.h> #include <signal.h> #include <sys/wait.h> #include <pthread.h> #include <errno.h> #include <unistd.h> #include <fcntl.h> #define PRECHILD 5 #define MAXCHILD 50 #define BUFSIZE 4096 #define PIDPATH "pid" #define head503 "HTTP/1.1 503 Service unavailable\r\n" #define head404 "HTTP/1.1 404 Not Found\r\n" #define head200 "HTTP/1.1 200 0K\n\rContent—Type: text/html\n\rContent—Length: " int len503, len404, len200; int fd1[2], fd2[2]; typedef struct { pid_t pid; char status; // 'n' means new request; 'f' means finish the request } REPORT; void answer(int listenfd) { int connfd; char buf[BUFSIZE]; int count; int pid = getpid(); struct sockaddr_in cliaddr; int size = sizeof(cliaddr); char comm; REPORT rep; rep.pid = pid; while (1) { connfd = accept(listenfd, (struct sockaddr *)&cliaddr,(socklen_t *)&size ); //子进程accept请求 rep.status = 'n'; if (write(fd1[1], &rep, sizeof(rep)) < 0) { //通知父进程已经accept了请求 perror("write pipe new failed"); exit(-1); } count = read(connfd, buf, BUFSIZE); char req[10]; char filepath[256]; sscanf(buf, "%s%s", req, filepath + 1); filepath[0] = '.'; if (strcmp("GET", req) != 0) {//503 write(connfd, head503, len503); //goto err_out; close(connfd); exit(-1); } char content[BUFSIZE]; struct stat stbuf; if (lstat(filepath, &stbuf) != 0) { int err = errno; if (err == ENOENT) {//404 write(connfd, head404, len404); } close(connfd); exit(-1); } count = write(connfd, head200, len200); u_int filesize = stbuf.st_size; sprintf(content, "%u\n\r\n\r", filesize); count = write(connfd, content, strlen(content)); FILE *fp = fopen(filepath, "r"); if (fp == NULL) { printf("open file %s failed\n", filepath); close(connfd); exit(-1); } while((count = fread(content, 1, sizeof(content), fp)) > 0) { //printf("%s", content); if (write(connfd, content, count) != count) { printf("write failed\n"); } } fclose(fp); close(connfd); rep.status = 'f'; if (write(fd1[1], &rep, sizeof(rep)) < 0) {//告诉父进程自己处理完了请求 perror("write pipe finish failed"); exit(-1); } if (read(fd2[0], &comm, 1) < 1) {//等待来自父进程的命令 perror("read pipe failed"); exit(-1); } //printf("[%d] reve %c from pa\n", pid, comm); if (comm == 'e') { //收到exit命令 printf("[%d] exit\n", pid); exit(-1); } else if (comm == 'c') { //收到继续accept的命令 printf("[%d] continue\n", pid); } else { printf("[%d] comm : %c illeagle\n", pid, comm); } } } void usage() { printf("Usage: http-serv port\n"); } int write_pid() { int fd; if ((fd = open(PIDPATH, O_WRONLY | O_TRUNC | O_CREAT, S_IWUSR)) < 0){ perror("open pidfile faild"); return -1; } struct flock lock; lock.l_type = F_WRLCK; lock.l_start = 0; lock.l_whence = SEEK_SET; lock.l_len = 0; if (fcntl(fd, F_SETLK, &lock) == -1) { int err = errno; perror("fcntl faild"); if (err == EAGAIN) { printf("Another http-serv process is running now!\n"); } return -1; } return 0; } void daemon_init() { //clear file creation mask; umask(0); //become a session leader if (fork() != 0) exit(-1); if (setsid() < 0) exit(-1); //make sure can be never get the TTY control if (fork() != 0) exit(-1); //may chdir here int i; for (i = 0; i < 1024; i++) close(i); /* * Attach file descriptors 0, 1, and 2 to /dev/null. */ int fd0, fd1, fd2; fd0 = open("/dev/null", O_RDWR); fd1 = dup(0); fd2 = dup(0); if (fd0 != 0 || fd1 != 1 || fd2 != 2) { printf("init failed\n"); exit(-1); } } int main(int argc, char **argv) { int listenfd; struct sockaddr_in servaddr; pid_t pid; if (argc != 2) { usage(); return -1; } signal(SIGCHLD, SIG_IGN); len200 = strlen(head200); len404 = strlen(head404); len503 = strlen(head503); daemon_init(); //转为后台程序，如需打印调试，把这行注释掉 if (write_pid() < 0) //避免同时有多个该程序在运行 return -1; if (pipe(fd1) < 0) { perror("pipe failed"); exit(-1); } if (s_pipe(fd2) < 0) { perror("pipe failed"); exit(-1); } int port = atoi(argv[1]); //initialize servaddr and listenfd... bzero(&servaddr, sizeof(servaddr)); servaddr.sin_family = AF_INET; servaddr.sin_addr.s_addr = htonl(INADDR_ANY); servaddr.sin_port = htons(port); listenfd = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0); bind(listenfd, (struct sockaddr *) &servaddr, sizeof(servaddr)); listen(listenfd, 1000); int i; for (i = 0; i < PRECHILD ; i++) { //父进程预fork 子进程 if ((pid = fork()) < 0) { perror("fork faild"); exit(3); } else if (pid == 0) { answer(listenfd); } else { printf("have create child %d\n", pid); } } char e = 'e'; char c = 'c'; int req_num = 0; int child_num = PRECHILD; REPORT rep; while (1) { //printf("req_num = %d, child_num = %d\n", req_num, child_num); if (read(fd1[0], &rep, sizeof(rep)) < sizeof(rep)) {//等待子进程发来消息 perror("parent read pipe failed"); exit(-1); } //printf("parent: receive from %d\n", pid); if (rep.status == 'n') {//子进程刚accept了新的请求 req_num ++; printf("parent: %d have receive new request\n", rep.pid); if (req_num >= child_num && child_num <= MAXCHILD) { //请求数过多，创建更多子进程 if ((pid = fork()) < 0) { perror("fork faild"); exit(3); } else if (pid == 0) { answer(listenfd); } else { printf("have create child %d\n", pid); child_num ++; } } } else if (rep.status == 'f') {//子进程刚处理完了一个请求 req_num --; //printf("parent: %d have finish a request\n", rep.pid); if (child_num > (req_num + 1) && child_num > PRECHILD) {//子进程数过多，删除多余的子进程 if (write(fd2[1], &e, sizeof(e)) < sizeof(e)) { perror("pa write pipe failed"); exit(-2); } //printf("tell child exit\n"); child_num --; } else { if (write(fd2[1], &c, sizeof(c)) < sizeof(c)) {//让子进程继续等待accept perror("pa write pipe failed"); exit(-2); } //printf("tell child continue\n"); } } } return 0; } 利用fork()创建多个子进程 11:09 pm on Oct 23rd 2010 greenMay 之间我学习了创建一个子进程，也大致理解了子进程与父进程的关系。今天无意间遇到一个创建多个子进程的问题，结果还发现了点小bug，现在写下来和大家分享。 我需要实现的目标如下：编写一段源程序，使系统调用fork()创建两个子进程，当此程序运行时，在系统中有一个父进程和两个子进程活动。让每一个进程在屏幕上显示一个字符：父进程显示字符“a”;子进程分别显示字符“b”和字符“c”。 一开始我的主要代码如下： view source print? 01 int main() 02 { 03 pid_t child1; 04 pid_t child2; 05 child1 = fork(); 06 child2 = fork(); 07 if(child1 == 0) 08 { 09 printf("Child1:a\n"); 10 return 0; 11 } 12 if(child2 == 0) 13 { 14 printf("Child2:b\n"); 15 return 0; 16 } 17 else 18 { 19 waitpid(child1,NULL,0); 20 waitpid(child2,NULL,0); 21 printf("Parent:c\n"); 22 } 23 return 0; 24 } 奇怪的是，我得到的是这样一个结果： Child1:a Child1:a Child2:b Parent:c 竟然有两个Child1。可是我的代码里明明只是让Chidl1打印一次啊。搜索到一篇好的博文。文章仔细分析了和我几乎相同的情况。事实上，是我的粗心和对fork()的理解不深刻导致了上述的奇怪问题。 我们知道，fork()之后，我们还是首先执行的是父进程，也就是如下代码段： view source print? 1 waitpid(child1,NULL,0); 2 waitpid(child2,NULL,0); 3 printf("Parent:c\n"); 然后waitpid(child1,NULL,0)，进入child1的执行。child1将要执行的是如下的的代码段： view source print? 1 child2 = fork(); 2 if(child1 == 0) 3 { 4 printf("Child1:a\n"); 5 return 0; 6 } 注意，第一行的那个child2 = fork()！这就意味着对于child1来说，它自己又要创建一个子进程，这时候他成为了父亲。这时候，它有一个儿子child2，但是这个child2不同与我们刚才定义的那个child2，这个child2其实是parent的孙子。之所以又打印了一边Child1。如果加上如下代码就明白了： view source print? 01 child2 = fork(); 02 if(child1 == 0) 03 { 04 if(child2 == 0) 05 { 06 printf("GrandChild!\n"); 07 } 08 printf("Child1:a\n"); 09 return 0; 10 } 这时候将出现： Child1:a GrandChild! Child1:a Child2:b Parent:c 恩，这就很明白了！我无意间多调用了一次child2=fork(); 所以，如果要达到我最初的目的，需要改变child2的fork()的位置： view source print? 01 #include <stdio.h> 02 #include <unistd.h> 03 #include <sys/types.h> 04 #include <sys/wait.h> 05 int main() 06 { 07 pid_t child1; 08 pid_t child2; 09 child1 = fork(); 10 child2 = fork(); 11 if(child1 == 0) 12 { 13 printf("Child1:a\n"); 14 return 0; 15 } 16 if(child2 == 0) 17 { 18 printf("Child2:b\n"); 19 return 0; 20 } 21 else 22 { 23 waitpid(child1,NULL,0); 24 waitpid(child2,NULL,0); 25 printf("Parent:c\n"); 26 } 27 return 0; 28 } 我参照的那个博文最后给出了一个更为普遍的fork()创建多进程的程序框架： view source print? 01 pid_t create_child() 02 { 03 pid_t p = fork(); 04 if( p == 0 ) 05 { 06 printf("in child %d\n", getpid()); 07 //do something 08 return 0; 09 } 10 return p; 11 } 12 int main(void) 13 { 14 pid_t p1 = create_child(); 15 pid_t p2 = create_child(); 16 17 int st1, st2; 18 waitpid( p1, &st1, 0); 19 waitpid( p2, &st2, 0); 20 printf("in parent, pid = %d\n", getpid()); 21 printf("in parent, child 1 exited with %d\n", st1); 22 printf("in parent, child 2 exited with %d\n", st2); 23 return 0; 24 } 注意到，期中的create_child()函数最后有一个return p。这个return p将pid返回给了父进程，其实也是将子进程对于CPU的控制权交还给了父进程，这样就避免了多个子进程在创建之时互相影响了。 可以说，今天的这个问题真是一个有趣的事情。代码有的时候就是这么奇怪～ 最后，向我引用的那篇文章致敬！ Linux内核对多进程和多线程的支持方式： 线程机制支持并发程序设计技术，在多处理器上能真正保证并行处理。而在linux实现线程很特别，linux把所有的线程都当作进程实现。linux下线程看起来就像普通进程(只是该进程和其他进程共享资源，如地址空间)。上述机制与Microsoft windows或是Sun Solaris实现差异很大。 Linux的线程实现是在核外进行的，核内提供的是创建进程的接口do_fork()。内核提供了两个系统调用__clone()和fork()，最终都用不同的参数调用do_fork()核内API。 do_fork() 提供了很多参数，包括CLONE_VM（共享内存空间）、CLONE_FS（共享文件系统信息）、CLONE_FILES（共享文件描述符表）、CLONE_SIGHAND（共享信号句柄表）和CLONE_PID（共享进程ID，仅对核内进程，即0号进程有效）。当使用fork系统调用产生多进程时，内核调用do_fork()不使用任何共享属性，进程拥有独立的运行环境。当使用pthread_create()来创建线程时，则最终设置了所有这些属性来调用__clone()，而这些参数又全部传给核内的do_fork()，从而创建的”进程”拥有共享的运行环境，只有栈是独立的，由 __clone()传入。 即：Linux下不管是多线程编程还是多进程编程，最终都是用do_fork实现的多进程编程，只是进程创建时的参数不同，从而导致有不同的共享环境。Linux线程在核内是以轻量级进程的形式存在的，拥有独立的进程表项，而所有的创建、同步、删除等操作都在核外pthread库中进行。pthread 库使用一个管理线程（__pthread_manager() ，每个进程独立且唯一）来管理线程的创建和终止，为线程分配线程ID，发送线程相关的信号，而主线程pthread_create()） 的调用者则通过管道将请求信息传给管理线程。 很多朋友都说使用多线程的好处是资源占用少，其隐含之意就是说进程占用资源比线程多，对吧？但实际上Linux下多进程是否就真的点用很多资源呢？暂且不说进程是否比线程占用资源多，就进程占用资源的多少情况而言，Linux确实是做得相当节省的。产生一个多进程时肯定是要产生的一点内存是要复制进程表项，即一个task_struct结构，但这个结构本身做得相当小巧。其它对于一个进程来说必须有的数据段、代码段、堆栈段是不是全盘复制呢？对于多进程来说，代码段是肯定不用复制的，因为父进程和各子进程的代码段是相同的，数据段和堆栈段呢？也不一定，因为在Linux里广泛使用的一个技术叫copy-on-write，即写时拷贝。copy-on-write意味着什么呢？意味着资源节省，假设有一个变量x在父进程里存在，当这个父进程创建一个子进程或多个子进程时这个变量x是否复制到了子进程的内存空间呢？不会的，子进程和父进程使用同一个内存空间的变量，但当子进程或父进程要改变变量x的值时就会复制该变量，从而导致父子进程里的变量值不同。父子进程变量是互不影响的，由于父子进程地址空间是完全隔开的，变量的地址可以是完全相同的。 Linux的”线程”和”进程”实际上处于一个调度层次，共享一个进程标识符空间，这种限制使得不可能在Linux上实现完全意义上的POSIX线程机制，因此众多的Linux线程库实现尝试都只能尽可能实现POSIX的绝大部分语义，并在功能上尽可能逼近。Linux进程的创建是非常迅速的。内核设计与实现一书中甚至指出Linux创建进程的速度和其他针对线程优化的操作系统（Windows,Solaris）创建线程的速度相比，测试结果非常的好，也就是说创建速度很快。由于异步信号是内核以进程为单位分发的，而LinuxThreads的每个线程对内核来说都是一个进程，且没有实现”线程组”，因此，某些语义不符合POSIX标准，比如没有实现向进程中所有线程发送信号，README对此作了说明。LinuxThreads中的线程同步很大程度上是建立在信号基础上的，这种通过内核复杂的信号处理机制的同步方式，效率一直是个问题。LinuxThreads 的问题，特别是兼容性上的问题，严重阻碍了Linux上的跨平台应用（如Apache）采用多线程设计，从而使得Linux上的线程应用一直保持在比较低的水平。在Linux社区中，已经有很多人在为改进线程性能而努力，其中既包括用户级线程库，也包括核心级和用户级配合改进的线程库。目前最为人看好的有两个项目，一个是RedHat公司牵头研发的NPTL（Native Posix Thread Library），另一个则是IBM投资开发的NGPT（Next Generation Posix Threading），二者都是围绕完全兼容POSIX 1003.1c，同时在核内和核外做工作以而实现多对多线程模型。这两种模型都在一定程度上弥补了LinuxThreads的缺点，且都是重起炉灶全新设计的。 综上所述的结论是在Linux下编程多用多进程编程少用多线程编程。 IBM有个家伙做了个测试，发现切换线程context的时候，windows比linux快一倍多。进出最快的锁（windows2k的 critical section和linux的pthread_mutex），windows比linux的要快五倍左右。当然这并不是说linux不好，而且在经过实际编程之后，综合来看我觉得linux更适合做high performance server，不过在多线程这个具体的领域内，linux还是稍逊windows一点。这应该是情有可原的，毕竟unix家族都是从多进程过来的，而 windows从头就是多线程的。 如果是UNIX/linux环境，采用多线程没必要。 多线程比多进程性能高？误导！ 应该说，多线程比多进程成本低，但性能更低。 在UNIX环境，多进程调度开销比多线程调度开销，没有显著区别，就是说，UNIX进程调度效率是很高的。内存消耗方面，二者只差全局数据区，现在内存都很便宜，服务器内存动辄若干G，根本不是问题。 多进程是立体交通系统，虽然造价高，上坡下坡多耗点油，但是不堵车。 多线程是平面交通系统，造价低，但红绿灯太多，老堵车。 我们现在都开跑车，油（主频）有的是，不怕上坡下坡，就怕堵车。 高性能交易服务器中间件，如TUXEDO，都是主张多进程的。实际测试表明，TUXEDO性能和并发效率是非常高的。TUXEDO是贝尔实验室的，与UNIX同宗，应该是对UNIX理解最为深刻的，他们的意见应该具有很大的参考意义 1. 散沙 2010年7月10日08:43 回复 | 引用 | #1 文章很有深度，我们把握一个尺度就可以了，在windows下使用线程，unix下则使用进程就可以了 2. rjoo 2010年9月9日13:49 回复 | 引用 | #2 错的太多了，博主，应该看看新资料了。 现在都2010年了，NPTL早就取代了老的Linux thread。而且通常多线程有性能优势，但是多进程更稳定，并且通常性能瓶颈不在于是进程模型还是线程模型而在于IO。 3. rjoo 2010年9月9日13:56 回复 | 引用 | #3 关于那个critical section和pthread_mutex_t，critical section本质上是一个自旋锁，短期锁当然快，不知道你说的那个IBM的哥们怎么比的，要比也该是和pthread_spinlock_t比。 4. admin 2010年9月9日17:28 回复 | 引用 | #4 rjoo挺热心的，呵呵，这篇文章不是我写的，但有几个地方我可以解答一下： 1. Linux下没有线程的概念，pthread线程实质是通过轻量级进程实现的。你说瓶颈在IO，这一点我很赞同你的意见，作者如果能再写个IO操作的文章来的话就会更好了。 2. mutex和critical section的确是不能比的。一个涉及到内核，一个没有涉及到内核。呵呵，很佩服你对这些东西的掌握程度，有机会多交流。 ^_^ 5. 定时 2010年9月9日17:40 回复 | 引用 | #5 我们组的最近项目的经验告诉我们能用多进程不用多线程，多线程安全编程难，而且锁会早成效率很低，甚至不如单线程，你说的NPTL我知道，他只是多线程优化了并不能改变多线程安全编程的问题，锁的问题。谢谢指教，实践出真知。 @rjoo 6. 定时 2010年9月9日17:44 回复 | 引用 | #6 你说的锁，我确实不太了解，但是我们leader对它很了解，就是最近的一个项目，锁搞得他很郁闷，他也终于同意我的关键，尽可能不用多线程。 @rjoo 7. rjoo 2010年9月29日13:41 回复 | 引用 | #7 @admin Linux下没有线程的概念，pthread线程实质是通过轻量级进程实现的—这是2.4内核以前的情况（实际上是2.0时引入的，那可实在是太久了），2.4内核引入NGPL，2.6内核线程支持改为NPTL。NPTL实现的是1：1的线程模型（有资料说Win也是这种实现，虽然不太确定，但我觉得可能性很大），而NGPT虽然是理论上最先进的m：n线程模型，但最后实现出来的性能差NPTL一大截，最后被抛弃。看看文中说法就知道要么文章写的很早，要么作者看了一堆十年前的资料。 给个链接： http://www.kegel.com/c10k.html#threads.linuxthreads 8. finalday 2010年10月15日17:26 回复 | 引用 | #8 忍不住跳出来说，作者对并发编程的理解还不行。 比如说锁的问题，说得好像是多线程才需要的东西一样。如果一个应用多进程时完全不用锁，多线程也就多一个轻量级锁——锁一下，各回各家，每个线程用自己的专有存储，之后不就和多进程一样了？这样会被搞得很郁闷？当然不会。所以说明那个应用对于数据共享的需求不是这么简单，既然不是这么简单，多进程程序一样要加锁。多进程的加解锁代价可比多线程大得多了，共享数据和协作也麻烦多了。 多线程编程难不难？难，但这是由于并发本身的难度引起的。“锁”，“安全编程”不管是多线程还是多进程都一样会遇到。 多线程的最大优点是数据共享和协作方便。 多进程的最大优点是挂了一个进程不会影响其他进程，资源也不会泄露，故比较能容忍程序员犯错。 至于两者裸奔比性能，真的没啥意义。 立即下载

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在当今高并发Web应用场景下，理解网络协议交互与反爬虫机制是后端开发和系统架构设计的核心技能。其基本原理涉及客户端与服务器之间通过HTTP/HTTPS协议进行数据交换，关键环节包括请求参数构造、身份认证与会话管理。这一技术的核心价值在于保障系统安全与公平性，通过动态令牌、签名算法及设备指纹等多重手段，有效抵御自动化脚本攻击。典型应用场景包括票务系统、电商秒杀等需要严格管控资源访问的高并发业务。本文以热门票务平台为例，深入剖析其**请求链与令牌体系**及**行为生物特征分析**等风控策略，通过实战演示协议逆向

weixin_34354173的博客 454

Vmware vSphere最实用的入门级教程

vSphere 是在数据中心产品下的一套软件，vSphere 类似微软的 Office 办公套件，Office 办公套件包含了许多软件如 Word, Excel, Access 等，和Office 一样，vSphere 也是一个软件的集合，他包括了 vCenter, ESXi 和vSphere client 等。ESXi 是 vSphere 中最重要的一个组件。ESXi 是虚拟化服务，所有的虚拟机都是运行在 ESXi 服务上面。

qq_46601365的博客 3105

2024从零开始使用VSCode编程（静态页面制作篇）HTML+CSS+JS阶段

VSCode第一个前端静态页面的编写

ssrsrrn的博客 9591

Windows打印体系结构之Windows内置打印驱动程序

时间是一种很残酷的东西，它只会冲淡能够冲淡的，但也会洗尽铅华帮你留下该留下的。1.3.4、Windows内置打印驱动程序现在的Windows下的打印机驱动程序通常分为V4打印机驱动程序（V4 Printer Driver）、XPS打印机驱动程序（XPSDrv）、微软通用打印机驱动程序（Microsoft UniversalPrinter Driver）、微软PostScri...

weixin_34309435的博客 2254

虚拟化技术在智能终端的应用

嵌入式虚拟化是指嵌入式系统中部署虚拟机监控程序。尽管嵌入式设备一直受到严格的资源限制，但今天的设备范围广泛--从拥有服务器级功能（比如对虚拟化的硬件支持）的强大处理器到拥有计较少容量和资源的功耗优化系统。如果向嵌入式系统添加一个虚拟机监控程序，将添加灵活性和一些高级功能，将嵌入式设备转变为一种新型系统。嵌入式领域包含几个有用的虚拟化应用领域：移动设备、安全性内核和并发性嵌入式操作系统。本文介绍了智能终端中虚拟化技术的应用。

Adan 4134

开源大模型本地部署实战：Llama、DeepSeek、Qwen选型与工程落地指南

大语言模型（LLM）本地部署已成为AI工程化核心环节，其本质不是比拼参数量或榜单分数，而是考察模型架构、推理引擎、量化支持、IDE集成与多模态扩展能力的系统性适配。Llama以纯净Transformer结构成为通用底座，依赖llama.cpp和GGUF量化实现跨平台轻量推理；DeepSeek深度优化代码与数学推理，通过原生OpenAPI、FlashAttention-2及tensor parallelism显著降低API延迟；Qwen则采用模块化设计，支持视觉编码器（Qwen-VL）、生物计算（Qwen-B

weixin_29952383的博客 396

什么样的终端才是最合适桌面虚拟化的呢?

桌面虚拟化今年在中国的火热程度超出了很多分析机构的预测，桌面虚拟化，顾名思义，桌面终端在其中扮演了非常重要的角色，那么对于桌面虚拟化来说，什么样的终端才是最合适的呢? 我们应当看到，桌面虚拟化并不是一套方案，它是一类方案的统称，目前在中国最广为部署的桌面虚拟化模式当属虚拟托管桌面，也就是俗称的VDI模式，甚至有很多人认为VDI和桌面虚拟化可以划上等号。 在VDI环境中，桌面被托管到服务器端，终端主...

weixin_34061555的博客 232

Open3D——RANSAC 三维点云空间直线拟合【2025最新版】

使用RANSAC算法在点云数据中拟合三维空间直线的python代码实现。博客长期更新，本文最新更新时间为：2025年3月23日。

点云侠的博客 7354

在 PFCG 中完成 SAP Fiori 对象分配：把 Business Catalog、Space、Page 与授权一次讲透

摘要：SAP Fiori权限配置的关键在于理解Business Catalog与Space的分层授权逻辑。传统SAP GUI中直接分配事务码的方式不适用于Fiori环境，必须通过PFCG为角色分配Catalog（提供应用访问权限）和Space（控制首页展示结构）。Catalog会自动解析所需OData服务授权，而Space则决定用户在Launchpad中看到的导航布局。常见错误包括直接分配Page而非其所属Space，或仅配置Space而忽略Catalog。最佳实践是优先使用Catalog驱动授权提议，再在

2007 年 ~ 2025 年，深耕 SAP 技术 18 年 327

vsphere服务器虚拟化流程,VMware vSphere服务器虚拟化实验

内容包括：01.VMware vSphere服务器虚拟化实验一ESXi 5.1简介与PXE网络部署02.VMware vSphere服务器虚拟化实验二 准备SQL数据库环境03.VMware vSphere服务器虚拟化实验三 安装vCenter Server04.VMware vSphere服务器虚拟化实验四 vCenter Server添加 ESXi主机05.VMware vSphere服务器虚...

weixin_36172296的博客 672

电路中的DGND、GROUND、GROUND_REF的区别，VREF、VCC、VDD、VEE和VSS的区别？

DGND是数字地，是数字电路部分的公共基准端，用于连接数字电路的接地。

XU157303764的博客 2342

桌面虚拟化--软硬一起么800

桌面虚拟化云终端改变了这一切。     云终端的优势具体体现在哪些方面呢?      第一，易接入，易管理，易使用。由于云终端对云没有选择性，所以在接入时没有任何兼容性方面的阻碍;云终端结构简单，软硬件一体化设计，基本不需要维护，只需做一些资产管理，且管理起来也相当简单;对于使用者来说，云终端就是一个I\O设备，功能结构简单，使用起来简单方便。 　　第二，绿色节能。一般云终端(通常指

专注-享学课堂 1316

【PostgreSQL】PostgreSQL数据库函数比对模板（PG通用）

LOOKUP 函数从单行或单列区域 （区域:工作表上的两个或多个单元格。区域中的单元格可以相邻或不相邻。）或数组 （数组:用于建立可生成多个结果或可对在行和列中排列的一组参数进行运算的单个公式。数组区域共用一个公式；数组常量是用作参数的一组常量。LOOKUP 函数具有两种语法形式：向量形式和数组形式。vlookup查找匹配值超过255个字符显示#Value的解决办法。如果值为错误值 #N/A，则返回 TRUE。

tttzzzqqq2018的博客 1494

ssm框架搭建

这个是一个在idea上成功跑起来的ssm框架项目，保存在这里方便以后使用直接下载

云终端微型计算机配置,超融合与终端虚拟化技术在医院“云桌面”部署中的运用...

潘愈嘉 陆丹艳[摘 要] 目的：随着医院信息化建设程度的不断提高，为了解决终端运维困难，老HIS等系统与新操作系统之间存在兼容性等问题。方法：很多医院使用了云桌面来解决，但是几种云桌面的实现方式各有优缺点，文章以分布式计算、超融合的理念思考并解决云桌面使用中的可靠性、兼容性、成本高，部署方式僵化的痛点。结果：较为完美地解决了医院环境中的云桌面部署与运维问题。结论：该方案具有较广泛的实际操作...

weixin_28049429的博客 963

C# WinForm 基于DirectShow.dll编写的程序，可边预览边保存视频，音频和图片

基于微软的DirectShow.dll的二次开发1.自动识别连接的摄像头跟麦克风且可以对其进行选择（默认选中第一个）2.可录制wmv和avi两种格式的视频并且都带有音频，avi可以录制的分辨率和帧数进行选择，wmv默认进行了淸晰度优化如不喜欢可去除代码中有相关提示3.可在预览点开之后进行拍照，也可边录制视频边拍照4.添加了视频和音频的压缩功能（酌情使用）这次二次开发发现C#对DirectShow的相关信息太少，这次做完也不敢藏私共享出来，还望大家指正

云桌面 瘦终端_一体机+瘦终端=桌面云，云平台搭建更便捷,桌面虚拟化

一体机+瘦终端=桌面云，云平台搭建更便捷,桌面虚拟化随着虚拟化时代的到来，越来越多的革新性技术改变着人们的工作和生活。PC主机时代已经渐渐远去，取而代之的是瘦小精致、功能强大的桌面云终端，IT管理员最爱它的零配置无需维护，只需在后端虚拟化管理平台进行统一的策略下发、补丁升级、系统更新等操作即可。今天将为大家全程揭秘桌面云，让你身临其境地去感受虚拟化技术带来的全新办公模式和绝佳的使用体验。| 一体机...

weixin_30346649的博客 2794

Devexpress16.2.6破解工具

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VC中sqlite的使用

在VC中对sqlite的使用，实现数据库大批数据的快速插入，读取数据库中的数据在ListCtrl中显示

虚拟化终端设备的选择

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weixin_34401479的博客 191

思杰桌面虚拟化终端设备的选择

思杰桌面虚拟化终端设备的选择： 1、通过原有台式机进行改造；2、选择品牌的瘦客户端设备；

北京上空的鹰 1386

Redis twemprox服务器池

主从复制+哨兵解决了读性能和高可用问题，但没有解决写性能问题。 Twemproxy将写请求分配到不同节点处理。 实现原理 Twemproxy是Twitter开源的一个redis和memcache代理服务器。 (1)允许用户将多个redis服务器添加到一个服务器池里面，并通过用户选择的散列函数和分布函数，将来自客户端的命令请求分发给服务器池中的各个服务器; (2)通过使用twemproxy可以将...

JaweG 287

使用VMWare让PC提供云桌面服务

简单地介绍一下如何使用VMware Workstation让PC提供云桌面服务，可能会有疏漏，如有发现欢迎补充。 1. 安装虚拟机 首先创建一个虚拟机。这里选择的是CentOS7的精简版（Minimal ISO），可以在CentOS官网下载（节点可选择南京大学的，速度较快）。 下载完后，打开VMware Workstation，按以下步骤完成配置： 创建新的虚拟机 选择“典型（推荐）” ...

Eddie_Peng的博客 8085

几个开源的运维管理系统介绍

国内开源运维管理平台 OWS OWS是Open Web SA的简称，意指开放的web运维管理系统。 OWS是由Open Web SA开发团队,针对目前服务器运维、监控和报警提出的一个开源、易用的Linux服务器运维管理平台。 OWS是一个基于《GPLv2协议》永久开源，并且可以免费下载和使用的运维管理软件。 OWS感谢有您的一路支持，如果您有建议可以发表到社区的建议专版

Enweitech Software Works 13万+
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