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2008年10月13日
写了好几天的代码因为还有bug没de掉，没commit到svn上
然后不知怎么的在make的时候生成的kernel没变化，于是直接make world，然后发现linux kernel目录被清空了。。。
只能明天靠记忆慢慢补了，皑皑。
yifanw大牛半个月前发在c++版上的，怕以后忘了看先放在这备个忘吧
白话入门
http://www.newsmth.net/bbscon.php?bid=335&id=250203
白话解决方案
http://www.newsmth.net/bbscon.php?bid=335&id=250237
白话参考文献
http://www.newsmth.net/bbscon.php?bid=335&id=250260
最近有点忙，今天总算在某个课题deadline前把论文憋出来交上去了。跑这儿来推荐两篇上个月看到的比较有意思的paper，都比较偏理论，也很老。
今天写介绍下第一篇，剑桥大学的A Logic of Authentication，中了SOSP '89，整理后发在1990年的ACM Transactions on Computer Systems上。
http://www.csie.fju.edu.tw/~yeh/research/papers/os-reading-list/burrows-tocs90-logic.pdf
（另一篇是Safe Kernel Extensions Without Run-Time Checking，改天再写点介绍）
这篇paper的主要工作是通过构造一种多种类的模态逻辑(many-sorted model logic)，来检查网络中验证协议的安全性。
基础的逻辑分三部分：
原语，如验证双方A和B，以及服务器S，下文用P Q R泛指
密钥，如K_ab代表a和b之间的通讯密钥，K_a代表a的公钥，{K_a}^{-1}代表对应的私钥，下文用K泛指
公式（或者陈述），用N_a, N_b等表示，下文用X Y泛指
接下来定义以下约定（constructs）
P 信任 X: 原语P完全信任X
P 看到 X: 有人发送了一条包含X的信息给P，P可以阅读它或者重复它（当然通常是在做了解密操作后）
P 说了 X: 原语P发送过一条包含X的信息，同时也可以确定P是相信X的正确性的
P 控制 X: P可以判定X的正确与否。例如生成密钥的服务器通常被默认为拥有对密钥质量的审核权。
X 是新鲜的: 在此之前X没有被发送过。这个事实可以通过绑定一个时间戳或者其他只会使用一次的标记来证明。
P <-K-> Q: P和Q可以通过共享密钥K进行通讯，且这个K是好的，即不会被P Q不信任的原语知道。
K-> P: P拥有K这么一个公钥，且它对应的解密密钥K^{-1}不会被其他不被P信任的原语知道。
P <=X=> Q: X是一个只被P和Q或者P和Q共同信任的原语知道的陈述，只有P和Q可以通过X来相互证明它们各自的身份，X的一个例子就是密码。
{X}_K: X是一个被K加密了的陈述
<X>_Y: 陈述X被Y所绑定，Y可以用来证明发送X的人的身份
好了，总算把这些约定列完了，然后来看看通过这些约定能推出一些什么东东：
如果 P 相信 (P <-K-> Q), 且 P 看到 {X}_K，那么 P 相信 Q 说了 X。
这个例子很简单，既然P Q有安全的密钥K，那么P看到通过K加密后的X肯定认为就是Q发出的。
又比如，
如果 P 相信 Q 控制 X，P 相信 (Q 相信 X)，那么 P 相信 X
也很容易理解，既然 P 相信 Q 的判断，那么 Q 相信什么 P 自然也就相信了。
再举一个例子
如果 P 相信 Y 是新鲜的，那么 P 相信 (X, Y) 也是新鲜的。
这里(X, Y)表示 X 和 Y 的简单拼接，也很容易理解，既然 Y 之前没出现过，那么 X 和 Y 的组合自然也没出现过。
一个协议要被定义为安全，最起码要满足
A 相信 A <-K->B，B 相信 A <-K->B
即双方要互相信任密钥是安全的
再健壮一点的协议，还要满足
A 相信 (B 相信 (A 相信 A <-K->B))，反之一样
即A B不仅相信密钥，也相信对方相信自己对密钥的信任。
有了这些简单却强大的工具后，接下来这篇paper开始着手分析一些协议，包括Kerberos协议，Andrew Secure RPC 握手协议等，还指出了其中的一些问题和改进措施，例如CCITT X.509 协议中可以通过重复发送一条老的信息来模仿成加密双方中的一员。
具体的分析不贴上来了，一方面对于我这个不熟悉TeX的人来说码公式实在麻烦，另一方面我实在困死了 =_=
建议有兴趣的朋友好好看看这篇经典paper
Some notes on
lock-free and wait-free algorithms
http://www.audiomulch.com/~rossb/code/lockfree/
NOBLE
-
a library of non-blocking synchronization
protocols
http://www.cs.chalmers.se/~noble/
An
optimistic approach to lock-free FIFO queues
(Distributed Computing 2008)
http://people.csail.mit.edu/edya/publications/OptimisticFIFOQueue-journal.pdf
High performance
dynamic lock-free hash tables and list-based sets
http://portal.acm.org/citation.cfm?id=564870.564881
Concurrent
Programming Without Locks
http://www.cl.cam.ac.uk/research/srg/netos/papers/2007-cpwl.pdf
Simple,
Fast, and Practical Non-Blocking and Blocking
Concurrent Queue Algorithms
http://www.research.ibm.com/people/m/michael/podc-1996.pdf
2009-01-08 以前碰到这个问题都得先重启PieTTY然后用screen -x恢复到原来的工作界面，今天不知怎么的emacs里C-x C-s按了就挂起，只能google。 传说中，早期的终端会遇到显示字符的速度慢于接收字符的速度，为了解决这个问题，C-s用于先挂起当前终端，在数据传输之后用C-q恢复显示。所以最简单的解决方法就是在挂起后按C-q。 不过我的WinXP中C-q已经和快速启动工具（寝室里是Turbo Launcher，实验室的是Launchy）绑定了，也懒得为了这么个问题改操作习惯，于是再次google，终于找到一个一劳永逸的方法，以bash为例，在~/.bashrc中加入一行 stty -ixoff -ixon 即可。另外这样设置后似乎恢复了C-s在bash中正向增量查找的功能。恩。
今年的ASPLOS '09上zhou yuanyuan也有一篇关于如何concurrent program中发现隐藏的atomicity violation bugs的paper，里面提到了这篇paper
2008-11-30
OSDI '08上MSR发的paper，针对并发编程中难以发现的bug问题。
paper的内容主要分两大块。
一是如何在发现bug的时候记录下线程的运行先后(thread
interleaving)，途径是在线程API和用户程序多写一层wrapper
functions，这里还有一些其他的问题，比如只记录下了thread interleaving的话出现data race怎么解决等。
另外一块内容是如何遍历出给定程序运行后所能产生的结果的集合，加入这个能实现的话那就能把所有隐藏的bug都找出来了。但是这个搜索空间很大，是
指数级的，的一个结论就是：给定一个程序有n个的线程，所有线程共完成k条指令，那么c次占先调度后线程的排列情况数的复杂度是 的，所以在实现遍历代码的时候必须有效的降低k和c的值。
问题现象：上校内、一些国内论坛时经常出现连接重置(Connect reset)错误，而上google baidu等网站却没什么问题。ping那些有问题的网站的结果很正常。
google了一堆关键词后终于发现问题出在MTU上，至少在偶的本本上运行
sudo ifconfig eth1 mtu 1412
就没问题了（eth1是无线网卡）
p.s 多谢万熊 XD
摘要: 发信人: linelf (水水), 信区: Real_Estate
标 题: 苏南经济模式兴衰亲历记zz
发信站: 日月光华 (2009年01月15日20:39:22 星期四)
阅读全文
Bruce Eckel的一篇日志建议把self从方法的参数列表中移除，并把它作为一个关键字使用。
http://www.artima.com/weblogs/viewpost.jsp?thread=239003
Guido的这篇日志说明了self作为参数是必不可少的。
http://neopythonic.blogspot.com/2008/10/why-explicit-self-has-to-stay.html
第一个原因是保证foo.meth(arg)和C.meth(foo, arg)这两种方法调用的等价（foo是C的一个实例)，关于后者可以参见Python Reference Manual 3.4.2.3。这个原因理论上的意义比较大。
第二个原因在于通过self参数我们可以动态修改一个类的行为：
#
Define an empty class:
class
C:
pass
#
Define a global function:
def
meth(myself, arg):
myself.val
=
arg
return
myself.val
#
Poke the method into the class:
C.meth
=
meth
这样类C就新增了一个meth方法，并且所有C的实例都可以通过c.meth(newval)调用这个方法。
前面两个原因或许都可以通过一些workaround使得不使用self参数时实现同样的效果，但是在存在decorator的代码中Bruce的方法存在致命的缺陷。(关于decorator的介绍可以参见http://www.python.org/dev/peps/pep-0318/)
根据修饰对象，decorator分两种，类方法和静态方法。两者在语法上没有什么区别，但前者需要self参数，后者不需要。而Python在实
现上也没有对这两种方法加以区分。Bruce日志评论中有一些试图解决decorator问题的方法，但这些方法都需要修改大量底层的实现。
最后提到了另一种语法糖实现，新增一个名为classmethod的decorator，为每个方法加上一个self参数，当然这种实现也没必要把self作为关键字使用了。不过我觉得这么做还不如每次写类方法时手工加个self =_=
2008年评出了1998年最具影响力的PLDI论文，获奖论文的作者将分摊1000美元的奖金（还没一等奖学金多 -_-b）
2008 (for 1998): The Implementation of the Cilk-5 Multithreaded Language, Matteo Frigo, Charles E. Leiserson, and Keith H. Randall
Citation
“The 1998 PLDI paper “Implementation of the Cilk-5 Multithreaded
Language” by Matteo Frigo, Charles E. Leiserson, and Keith H. Randall
introduced an efficient form of thread-local deques to control
scheduling of multithreaded programs. This innovation not only opened
the way to faster and simpler runtimes for fine-grained parallelism,
but also provided a basis for simpler parallel recursive programming
techniques that elegantly extend those of sequential programming. The
stack-like side of a deque acts just like a standard procedure stack,
while the queue side enables breadth-first work-stealing by other
threads. The work-stealing techniques introduced in this paper are
beginning to influence common practice, such as the Intel Threading
Building Blocks project, an upcoming standardized fork-join framework
for Java, and a variety of projects at Microsoft.”
另外前几年的获奖paper有：
2007 (for 1997): Exploiting Hardware Performance Counters with Flow and
Context Sensitive Profiling, Glenn Ammons, Thomas Ball, and James R.
Larus
2006 (for 1996): TIL: A Type-Directed Optimizing Compiler for ML,
David Tarditi, Greg Morrisett, Perry Cheng, Christopher Stone, Robert
Harper, and Peter Lee
2005 (for 1995): Selective Specialization for Object-Oriented Languages, Jeffrey Dean, Craig Chambers, and David Grove
2004 (for 1994): ATOM: a system for building customized program analysis tools, Amitabh Srivastava and Alan Eustace
2003 (for 1993): Space Efficient Conservative Garbage Collection, Hans Boehm
2002 (for 1992): Lazy Code Motion, Jens Knoop, Oliver Rüthing, Bernhard Steffen.
2001 (for 1991): A data locality optimizing algorithm, Michael E. Wolf and Monica S. Lam.
2000 (for 1990): Profile guided code positioning, Karl Pettis and Robert C. Hansen.
两者配合，更完美的知识管理方案
http://hi.baidu.com/qq303520912/blog/item/de5cba082db83e36e924889e.html
Endnote是目前国内科研人员使用最多的文献管理软件，功能最完备，各数据库或大学图书馆等和它的兼容也是最好。它的Filter和style
也最为丰富，而且可以自己创建修改。看看周围的人，大部分都是Endnote的用户。
Zotero作为一个新的文件管理系统，与Endnote相比还是稚嫩了些，特别对于国内数据库的支持不佳，更是限制了它的应用。
不过，Zotero作为Firefox浏览器的插件，还是有一些特别之处。
第一，便携。Firefox是有Portable版本的，当然Zotero也就是Portable了，也就是说可以把火狐和Zotero放到U盘里，在任何一台电脑上都可以 使用。而Endnote就没有这么方便了。
第二，便利。使用电脑时，我们使用浏览器的时间要大大多于Endnote的时间，遇到有用的文献、网页或者需要做笔记，直接使用Zotero更加省时省力。而且它自动收集网页中文献信息的功能也大大方便了操作。
第三，
分享。EndnoteX以后可以把一个library发送成一个档案文件(.enlx)，使得文献交换更为方便。不过有时我们只需要几条文献时，这样操作
就大动干戈了。当然Endnote也支持所选部分文献的导出，但这样有不能够导出附件，包括图片、PDF等(此处为个人经验，是否Endnote也能导出
附件来还望您不吝赐教)。而Zotero就可以实现某条文献所有内容(题录、笔记、附件)的全部导出，而且可以为另一Zotero用户所完整接受。
第四，跟踪文献的收集。很多数据都支持检索式或者引文的提醒，会随时把新的内容发送到邮箱或者以RSS的形式发布。一般来说，查看这些都需要浏览器。有了Zotero，我们可以在查看的同时收集下有用的文献信息。
Zotero更适合于在日常工作、学习甚至娱乐时使用，而Endnote更适合在有明确目的时使用。有人说Zotero更像“知识管理软件”，
而
Endnote就是为文献服务的。两者可以实现互补，在日常工作中使用Zotero收集零散的资料，积累一定量之后将文献信息导入到Endnote中，使
用Endnote管理、引用文献信息。至于PDF、图片等附件的管理，我还是建议使用Zotero，方便且可以完整导出。
下面谈一下Zotero和Endnote中文献的互相导入。
Zotero导入Endnote：
1 选定文献，右键点选”export selected items”；如果是导入整个Library或者cellection可在相应图标上右键点选；
2 在弹出的对话框中选择导出的格式为”Refer/BibIX”, 选择文件目录，保存文件，格式为.txt;
3 在Endnote中打开一个library，执行“files-import”；
4 在对话框中选择刚才的.txt文件, Impott Option选Refer/BibIX，Text Translation选Unicode(UTF-8)。点确定后即可导入。
Endnote导入Zotero：
1 选择文献后，执行“files-export”；
2 选择Output Style为Endnote Export，命名后导入，得到.txt文件。
3 在Zotero中执行“actions-import” ，选择得到的文件，点确定即可导入。
上述导入方式仅能实现文献题录的导入。
BBS上的一个帖子，问题是 def a():
def b():
x += 1
x = 1
print "a: ", x
b()
print "b: ", x
def c():
def d():
x[0] = [4]
x = [3]
print "c: ", x[0]
d()
print "d: ", x[0] 运行a()会报UnboundLocalError: local variable ‘x’ referenced before assignment
但是运行c()会正确地显示3和4。 原因在于原因在于CPython实现closure的方式和常见的functional language不同，采用了flat closures实现。 “If a name is bound anywhere within a code block, all uses of the
name within the block are treated as references to the current block.” 在第一个例子中，b函数x += 1对x进行赋值，rebind了这个对象，于是Python查找x的时候只会在local environment中搜索，于是就有了UnboundLocalError。 换句话说，如果没有修改这个值，比如b中仅仅简单的输出了x，程序是可以正常运行的，因为此时搜索的范围是nearest enclosing function region。 而d方法并没有rebind x变量，只是修改了x指向的对象的值而已。如果把赋值语句改成x = [4]，那么结果就和原来不一样了，因为此时发生了x的rebind。 所以Python中的closure可以理解为是只读的。 另外第二个例子也是这篇文章中提到的一种workaround：把要通过inner function修改的变量包装到数组里，然后在inner function中访问这个数组。 至于为什么Python中enclosed function不能修改enclosing function的binding，文中提到了主要原因还是在于Guido反对这么做。因为这样会导致本应该作为类的实例保存的对象被声明了本地变量。 参考网站：http://www.python.org/dev/peps/pep-0227/
acm queue 9月的杂志的主题是The Concurrency Problem，力推了Erlang这个语言，其中有篇文章简单的介绍了下这个message-oriented语言。 查了下这个名字的读法，正确的读法应该是air-lang，这里元音a的发音和bang中的a一样。 文章中的第一个程序就有点令人费解，主要原因在于Erlang的语法和一般的imperative language差别很大，和functional language比较类似，但是本质上也有很大的不同。 以Java的一个计数程序为例 // A shared counter.
public class Sequence {
private int nextVal = 0;
// Retrieve counter and increment.
public synchronized int getNext() {
return nextVal++;
}
// Re-initialize counter to zero.
public synchronized void reset() {
nextVal = 0;
}
} 这个程序的功能不用多说了，一个同步的计数程序。它的Erlang翻译版的代码为 -module(sequence1).
-export([make_sequence/0, get_next/1, reset/1]).
% Create a new shared counter.
make_sequence() ->
spawn(fun() -> sequence_loop(0)end).
sequence_loop(N) ->
receive
{From, get_next} ->
From!{self(), N},
sequence_loop(N + 1)<SEMI>
reset ->
sequence_loop(0)
end.
% Retrieve counter and increment.
get_next(Sequence) ->
Sequence!{self(), get_next},
receive
{Sequence, N} -> N
end.
% Re-initialize counter to zero.
reset(Sequence) ->
Sequence! reset. 初看这个程序自然是一头雾水，不过程序的函数式风格味还是很浓的。 前面提到，Erlang是基于message的，或者说message sending机制是包含在语言系统内部的，语法就是 pid ! message 接下来再来分析这个简单的程序。开头两行是模块和函数声明，略去。make_sequence开始这个进程，spawn/1内置函数创建一个新的进程，并返回pid到调用者。 初始时运行的函数是sequence_loop(0)，这个函数接收两种信息，用receive表达式声明：如果收到形式是{From,
get_next}的信息，就返回当前的N并调用sequence_loop(N+1)，这样下一次收到同样的信息时就能返回N+1了；reset则等价
于Java版本中的n=0语句。 get_next/1则是发送给pid为Sequence的进程 {self(), get_next}
这样一个信息，上面解释的sequence_loop/1函数收到这个信息后会返回一个 {self(), N}
的tuple给get_next/1，收到这个信息后get_next/1就能返回N这个值了。 最后reset/1函数则是发送给Sequence一个reset信息。 这个简单的程序里能大致窥见一些Erlang的特点，尤其是它基于信息发送的本质。
09月 18, 2008 第一个testkernel在Xen中的载入The Definitive Guide to Xen中第二章的例子，make成功后运行xen create domain_config，报错 Error: (2, ‘Invalid kernel’, ‘xc_dom_compat_check: guest type xen-3.0-x86_32 not supported by xen kernel, sorry\n’)
google之后发现是虚拟机类型设置的问题，运行xm info可以看到 xen_caps : xen-3.0-x86_32p
末尾的p表示Xen内核开启了PAE模式，所以载入的kernel也必须开启PAE，在bootstrap.x86_32.S中加入PAE=yes选项即可。 09月 25, 2008 DomainU中调用do_console_ioThe Definitive Guide to Xen第二章的Exercise，通过调用hypercall page中的console_io项输出Hello World。 void start_kernel(start_info_t * start_info)
{
HYPERVISOR_console_io(CONSOLEIO_write,12,"Hello World\n");
while(1);
} 但是默认选项编译和启动的Xen是不会保留DomainU中输出的信息。参考drivers/char/console.c，可以看到主要有两个选项控制了DomainU的do_console_io输出： #ifndef VERBOSE
/* Only domain 0 may access the emergency console. */
if ( current->domain->domain_id != 0 )
return -EPERM;
#endif
if ( opt_console_to_ring )
{
for ( kptr = kbuf; *kptr != '\0'; kptr++ )
putchar_console_ring(*kptr);
send_guest_global_virq(dom0, VIRQ_CON_RING);
} VERBOSE选项可以在编译Xen的时候开启debug选项，而opt_console_to_ring则是一个启动选项，在grub的启动选项中增加loglvl=all guest_loglvl=all console_to_ring即可。 重启Xen后就能通过xm dmesg看到Hello World了。 09月 25, 2008 Xen: Remove support for non-PAE 32-bit看来我还是用Xen 3.1吧 = = Subject: [Xen-devel] [PATCH] xen: remove support for non-PAE 32-bitLink to this message From: Jeremy Fitzhardinge (jer…@goop.org) Date: 05/09/2008 04:05:34 AM List: com.xensource.lists.xen-devel Non-PAE operation has been deprecated in Xen for a while, and is rarely tested or used. xen-unstable has now officially dropped non-PAE support. Since Xen/pvops’ non-PAE support has also been broken for a while, we may as well completely drop it altogether. 10月 07, 2008 IA-32 Memory Virtualizationhttp://www.intel.com/technology/itj/2006/v10i3/3-xen/4-extending-with-intel-vt.htm 上图为full virtulization的情况，即不修改Guest OS的行为时的解决方案。Xen为每个Guest OS维护了一张shadow page table，其中映射的地址为machine address。一种比较高效的方案是设置Guest OS的page table为只读，当Guest OS试图修改这个虚拟页表时，发生page fault被Xen截获，Xen修改shadow page table中相应的数据（把pseudo-physical address转化成machine address）。另外一个优化是guest page table被修改时不修改shadow page table，只是把它放到一个待更新列表中，等Guest OS执行了刷新tlb的指令后再一次性更新。 The Definitive Guide to Xen上还提到了另一种基于full paravirtulization和shadow page table之间的方案。Xen把Guest OS的page table置为只读，当Guest OS试图修改page table时，Xen捕获到page fault，把page directory中对应的入口置为无效，再把page table改成可写让Guest OS修改。由于page directory中对应的入口被设成无效了，下次访问该地址时还是会发生page fault，这时候Xen再修改page directory和page table的对应项就行了。 这种方法意味着Guest OS中内核管理模块直接和machine address打交道，而其他部分则仍然使用pseudo-physical address。另外这种情况下page directory不能被Guest OS修改。 另外Xen还用到了段机制，用来为Xen保留地址空间开始的64M内存。
好不容易找到的一个php，直接贴这儿了，方便其他网友。 wordpress的wp-syntax插件用的也是geshi，所以同样也适用于wp-syntax <?php
/*************************************************************************************
* erlang.php
* --------
* Author: Uwe Dauernheim (uwe@dauernheim.net)
* Copyright: (c) 2008 Uwe Dauernheim (http://www.kreisquadratur.de/)
* Release Version: 1\.0\.0
* Date Started: 2008-09-27
*
* Erlang language file for GeSHi.
*
* CHANGES
* -------
* 2008-09-27 (1.0.0)
* [ ] First Release
*
* 2008-09-28 (1.0.0.1)
* [!] Bug fixed with keyword module.
* [+] Added more function names
*
* TODO (updated 2008-09-27)
* -------------------------
* [!] Stop ';' from being transformed to '<SEMI>'
*
************************************************************************************/
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