CDN
CDN:内容分配网络，任何内容都可以通过CDN进行加速；
CDN概念：CDN是在现有internet上增加的新的一种网络架构，好处是用户可以在最近的节点上访问到所需要的内容，加快了网站响应的速度。
那么是如何做到的呢：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-snoCKiWF-1585662254322)(en-resource://database/826:1)]
上面是架构图
下面来阐述过程：
- 请求过程；当用户想要访问一个静态文件如音乐，这个静态文件的域名是cdn.qqmusic.com
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首先，需要知道无CDN情况的的流程
a.首先查询浏览器的DNS缓存，看是否有映射的IP关系；没有就查询操作系统的DNS缓存，（操作系统的window在system32\drivers\etc\hosts下，linux在\etc\hosts下）;没有就访问本地的域名服务器（接入互联网的提供商）；没有就访问根域名服务器，从根域名服务器得到顶级域名服务器的地址，然后访问顶级域名服务器，从顶级域名服务器得到域名对应的Name Server的域名服务器地址，这个Name Server就存着这个域名对应的IP地址映射表，就可以返回IP地址了。如果有CDN,先访问本地域名服务器（如果已经记录了CNAME更快），会访问到域名注册的服务器，这时候DNS解析服务器就把这个域名的解析设置了CNAME,返回到local后发现有CNAME，就把请求转发给CDN负载均衡服务器，服务器根据用户的所在地分配最佳的CDN节点给用户，用户根据解析的IP去访问CDN节点，CDN节点判断缓存（二级缓存）中是否有数据，如果没有就向实际IP地址提交访问请求，然后CDN节点一方面返回用户数据，另一方面在本地存储。
CDN网络一般分为中心节点和边缘节点；
中心节点的功能就是负载均衡、监控边缘节点健康状况、根据边缘节点状况重定向请求，与主站同步更新。
边缘节点负责保存着缓存的内容，有二级缓存，当边缘节点未命中内容时，就会向中心层请求。
CDN如果单节点负载过大，那么中心节点会进行调整，
IO机制
阻塞式IO和非阻塞式IO （见unix内容）
IO多路复用
- select o(n)
int select(int maxfdp1,fd_set *readset,fd_set *writeset,fd_set *exceptset,const struct timeval *timeout);
fd_set可以理解为一个集合，这个集合中存放的是文件描述符(file descriptor)
fd0 fd1
readset 1 0 …
关键用于判断IO是否已经完成即数据可读写的标志就在 readset writeset里。调用select时会把fd_set集合都放到内核态中。
select相对于同步阻塞模型的好处是，他可以简单实现多个socket的IO请求同时处理，用户可以注册多个socket，然后不断调用select来读取被激活的socket。而同步阻塞模型就只能通过多线程（不能用多进程）完成，多线程同步上比较难实现。
问题
1.fd_set集合如果很大那么复制到内核态开销很大，而且频繁调用的话
2.每次在内核态中都要遍历fd_set，如果fd_set很大，遍历的过程开销大
3. 为了减少数据拷贝带来的性能损坏，内核对被监控的fd_set集合大小做了限制1024
- poll o(n)
和select最大的区别是取消了fd_set大小的限制。
基于链表来存储的.
int poll(struct pollfd *fds, nfds_t nfds, int timeout);
typedef struct pollfd {
int fd; // 需要被检测或选择的文件描述符
short events; // 对文件描述符fd上感兴趣的事件
short revents; // 文件描述符fd上当前实际发生的事件} pollfd_t;
使用了pollfd的结构，使得文件描述符集合能够大于1024
- epoll o(1)
特点：回调 哈希表 只拷贝一次fd,之后每次epoll_wait不拷贝。
采用事件通知的方式，当fd就绪，系统注册的回调函数就会被调用，将就绪的fd放到readylist里面。
int epoll_create(int size);
int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);
int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);
epoll_create 创建一个epoll句柄，size表示要监听的描述符数量
epoll_ctl 注册要监听的事件类型
epoll_wait 函数等待事件就绪
获取事件的时候，它无须遍历整个被侦听的描述符集，只要遍历那些被内核IO事件异步唤醒而加入Ready队列的描述符集合就行了
水平触发LT: 当epoll_wait检测到fd就绪并通知应用程序时，应用程序可以不马上处理该事件，等下一次epoll_wait的时候再次通知该事件
边缘触发ET：当epoll_wait检测到某描述符事件就绪并通知应用程序时，应用程序必须立即处理该事件。如果不处理，下次调用epoll_wait时，不会再次通知此事件。
边缘触发优点体现在：当系统中有大量不需要读写的就绪文件描述符的时候，每次调用epoll_wait就都会返回，这样效率会很低；但是必须要注意一次读取就要把所有数据都读出来。
对select缺点的解决
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多次复制fd_set问题。epoll只会在调用epoll_ctl函数时，即注册新的事件到epoll对象里面的时候才会复制fd,就不会每次轮询都要复制。
2.遍历fd_set问题。 epoll在调用epoll_ctl的时候给每个fd设置了回调函数 当设备就绪，唤醒等待队列上的等待者时，就会调用这个回调函数，而这个回调函数会把就绪的fd加入一个就绪链表。
epoll_wait的工作实际上就是在这个就绪链表中查看有没有就绪的fd（利用schedule_timeout()实现睡一会，判断一会的效果。 -
相对于select来说，epoll没有描述符个数限制，使用一个文件描述符管理多个描述符，将用户关心的文件描述符的事件存放到内核的一个事件表中，这样在用户空间和内核空间的copy只需一次。
如何追踪运行期间进程的堆栈 gdb的原理
依赖于系统函数ptrace,就是能观察寄存器和内存的内容。
断点的功能是通过内核信号实现的，以x86为例，内核向某个地址打入断点，实际上就是往该地址写入断点指令INT 3，即0xCC。到目标程序运行到该断点处时，产生SIGTRAP信号，该信号被GDB捕获，GDB查找断点列表来确定是否命中断点。继续执行的时候则会把保存的指令重新放回并执行.
gdb维护一个断点链表，如果gdb捕获到断点的信号，那么就说明有中断。
b + 行号 next step continue watch print
gdb是怎么工作的，和内核什么地方有关系？
ptrace的系统调用来实现的，使得父进程能够观察子进程的执行，检测和改变其核心映像和寄存器。
下面我们来看ptrace函数中request参数的一些主要选项：PTRACE_TRACEME： 表示本进程将被其父进程跟踪，交付给这个进程的所有信号，即使信号是忽略处理的（除SIGKILL之外），都将使其停止，父进程将通过wait()获知这一情况。这是什么意思呢？我们可以结合到gdb上来看。如果在gdb中run一个程序，首先gdb会fork一个子进程，然后该子进程调用ptrace系统调用，参数就是PTRACE_TRACEME，然后调用一个exec执行程序。基本过程是这样，细节上可能会有出入。需要注意的是，这个选项PTRACE_TRACEME是由子进程调用的而不是父进程！
trace系统调从名字上看是用于进程跟踪的，它提供了父进程可以观察和控制其子进程执行的能力，并允许父进程检查和替换子进程的内核镜像(包括寄存器)的值。其基本原理是:
在被调试程序和gdb之间建立跟踪关系，当使用了ptrace跟踪后，所有发送给被跟踪的子进程的信号(除了SIGKILL)，都会被转发给父进程，而子进程则会被阻塞，这时子进程的状态就会被系统标注为TASK_TRACED。而父进程收到信号后，就可以对停止下来的子进程进行检查和修改，然后让子进程继续运行。
单步跟踪是在每一步执行完一条指令之后就触发一个SIGTRAP信号，让GDB运行
fork 父进程得到的是子进程pid 子进程得到0,。
复制一个虚拟地址空间出来，要修改的时候采用写时复制技术。