移动校园宽带inode智能客户端 一开代理 网就断了 求助怎么办

the little town of Bakerton, West Virginia.

答： inode（即index node，索引节点）是类Unix OS中保存文件系统中的对象元数据的数据结构。 全文完，谢谢食用。 ……开玩笑的，下面稍微深入地谈谈inode，以及与它相关的一些小知识。 所谓“文件系统中的对象”，是个非常广义的概念，毕竟Linux中几乎一切都是文件，包括普通文件、目录、设备、管道、Socket等等。inode就用来保存这些东西的元数据，不包括具体的数据，也不包含文件名。具体来讲，inode中主要存储以下这些元数据： 其中，inode编号相当于这个结构中的“主键”，也就是说操作系统用inode编号唯一标识一个文件。利用 stat 命令可以查看元数据信息，如下图所示。通过 ls -i 也可以仅查看一个或一批文件的inode编号。 inode存储的元数据也是要占用文件系统空间的，每个inode的大小一般是128B或者256B，这可以通过查询superblock信息的 dumpe2fs 命令查到。 Linux在格式化硬盘分区（即初始化文件系统）时，就会将inode的区域（称为inode table）与文件数据的区域分开，一般每1KB或2KB数据分配一个inode编号。也就是说，每个分区的inode总数从格式化之后就固定了，因此有可能会出现存储空间没有占满，但因为小文件太多而耗尽了inode的情况。 利用 df -i 命令可以查看inode数量方面的信息，如下图所示。 下面我们来看看Linux系统中最常见的几种文件操作是如何体现inode的。 当复制一个文件时，会创建一个包含新inode的新文件。 当移动一个文件时，仅仅是inode指向的位置发生变化，inode编号与实际数据存储的块的位置都不会变化。 Linux系统允许同一个inode号代表的文件有多个文件名，即可以用不同的文件名访问同一份数据，这叫做硬链接。对一个文件创建硬链接，其inode编号都相同，并且链接数会增加。 特别地，目录中默认包含的两个项 . 和 .. 实际上就是对当前目录和父目录的硬链接，inode编号也对应。 但是Linux系统不允许用户对目录创建硬链接，因为Linux的目录结构是无环图，随意创建硬链接之后会产生环。 软链接的本质也是一个文件，其存储的内容是对另一个文件的指针。所以对一个文件创建软链接，inode编号会不同，被指向文件的链接数不会增加。并且可以对目录与不存在的文件创建软链接。 当删除文件时，会先检查inode中的链接数。如果链接数大于1，就只会删掉一个硬链接，不影响数据。如果链接数等于1，那么这个inode就会被释放掉，对应的块也会被标记为空闲的。 由上图可以看出，如果把上述profile_copy文件删掉，那么原先创建的两个hardlink文件就变为了两个不同的文件（其中一个文件会继承原来的inode编号），其链接数为1，并且仍然可以正常访问。相对地，softlink文件就变成了悬挂链接（dangling link），不能正常访问了。 利用inode还可以删除一些文件名中有转义字符或控制字符的文件，最典型的就是开头为减号 - 的文件。这种无法直接用rm命令来搞，就可以先查出它们的inode编号再删除： 全文完，谢谢食用。

理解inode，要从文件储存说起。 文件存储在硬盘上，硬盘的最小存储单位叫做“扇区”（Sector）。每个扇区储存512字节（相当于0.5KB）。 操作系统读取硬盘的时候，不会一个个扇区的读取，这样效率太低，而是一次性连续读取多个扇区，即一次性读取一个“块”（block）。这种由多个扇区组成的“块”，是文件存取的最小单位。“块”的大小，最常见的是4KB，即连续八个sector组成一个block。 文件数据都储存在“块”中，那么很显然，我们还必须找到一个地方储存文件的“元信息”，比如文件的创建者、文件的创建日期、文件的大小等等。这种储存文件元信息的区域就叫做inode，中文译名为”索引节点“。 inode包含文件的元信息，具体来说有以下内容： u2022Size 文件的字节数 u2022Uid 文件拥有者的User ID u2022Gid 文件的Group ID u2022Access 文件的读、写、执行权限 u2022文件的时间戳，共有三个： u2022Change 指inode上一次变动的时间 u2022Modify 指文件内容上一次变动的时间 u2022Access 指文件上一次打开的时间 u2022Links 链接数，即有多少文件名指向这个inode u2022Inode 文件数据block的位置 u2022Blocks 块数 u2022IO Blocks 块大小 u2022Device 设备号码 总之，除了文件名以外的所有文件信息，都存在inode之中。至于为什么没有文件名，下文会有详细解释。 inode也会消耗硬盘空间，所以硬盘格式化的时候，操作系统自动将硬盘分成两个区域。一个是数据区，存放文件数据；另一个是inode区（inode table），存放inode所包含的信息。 每个inode节点的大小，一般是128字节或256字节。inode节点的总数，在格式化时就给定，一般是每1KB或每2KB就设置一个inode。假定在一块1GB的硬盘中，每个inode节点的大小为128字节，每1KB就设置一个inode，那么inode table的大小就会达到128MB，占整块硬盘的12.8%。 查看每个硬盘分区的inode总数和已经使用的数量，可以使用df命令。 df -i 由于每个文件都必须有一个inode，因此有可能发生inode已经用光，但是硬盘还未存满的情况。这时，就无法在硬盘上创建新文件。案例>> http://zyan.cc/post/295/ 使用df -i查看磁盘inode 使用情况。 查看每个inode节点的大小，可以用如下命令： dumpe2fs -h /dev/sda1| grep "Inode size" 每个inode都有一个号码，操作系统用inode号码来识别不同的文件。Unix/Linux系统内部不使用文件名，而使用inode号码来识别文件。对于系统来说，文件名只是inode号码便于识别的别称或者绰号。表面上，用户通过文件名，打开文件。实际上，系统内部这个过程分成三步：首先，系统找到这个文件名对应的inode号码；其次，通过inode号码，获取inode信息；最后，根据inode信息，找到文件数据所在的block，读出数据。 使用ls -i命令，可以看到文件名对应的inode号码： Unix/Linux系统中，目录（directory）也是一种文件。打开目录，实际上就是打开目录文件。 目录文件的结构非常简单，就是一系列目录项（dirent）的列表。每个目录项，由两部分组成：所包含文件的文件名，以及该文件名对应的inode号码。 ls命令只列出目录文件中的所有文件名，ls -i命令列出整个目录文件，即文件名和inode号码： 如果要查看文件的详细信息，就必须根据inode号码，访问inode节点读取信息。目录文件的读权限（r）和写权限（w），都是针对目录文件本身。由于目录文件内只有文件名和inode号码，所以如果只有读权限，只能获取文件名，无法获取其他信息，因为其他信息都储存在inode节点中，而读取inode节点内的信息需要目录文件的执行权限（x）。 一般情况下，文件名和inode号码是”一一对应”关系，每个inode号码对应一个文件名。但是，Unix/Linux系统允许，多个文件名指向同一个inode号码。这意味着，可以用不同的文件名访问同样的内容；对文件内容进行修改，会影响到所有文件名；但是，删除一个文件名，不影响另一个文件名的访问。这种情况就被称为”硬链接”（hard link）。 运行上面这条命令以后，源文件与目标文件的inode号码相同，都指向同一个inode。inode信息中有一项叫做”链接数”，记录指向该inode的文件名总数，这时就会增加1。 反过来，删除一个文件名，就会使得inode节点中的”链接数”减1。当这个值减到0，表明没有文件名指向这个inode，系统就会回收这个inode号码，以及其所对应block区域。 这里顺便说一下目录文件的”链接数”。创建目录时，默认会生成两个目录项：”.”和”..”。前者的inode号码就是当前目录的inode号码，等同于当前目录的”硬链接”；后者的inode号码就是当前目录的父目录的inode号码，等同于父目录的”硬链接”。所以，任何一个目录的”硬链接”总数，总是等于2加上它的子目录总数（含隐藏目录）。 除了硬链接以外，还有一种特殊情况。 文件A和文件B的inode号码虽然不一样，但是文件A的内容是文件B的路径。读取文件A时，系统会自动将访问者导向文件B。因此，无论打开哪一个文件，最终读取的都是文件B。这时，文件A就称为文件B的”软链接”（soft link）或者”符号链接（symbolic link）。 这意味着，文件A依赖于文件B而存在，如果删除了文件B，打开文件A就会报错：”No such file or directory”。这是软链接与硬链接最大的不同：文件A指向文件B的文件名，而不是文件B的inode号码，文件B的inode”链接数”不会因此发生变化。 由于inode号码与文件名分离，这种机制导致了一些Unix/Linux系统特有的现象。 1.当文件名包含特殊字符导致无法正常删除时，可直接删除inode节点。 2.移动文件或重命名文件，只是改变文件名，不影响inode号码。 3.打开一个文件以后，系统就以inode号码来识别这个文件，不再考虑文件名。因此，通常来说，系统无法从inode号码得知文件名。 第3点使得软件更新变得简单，可以在不关闭软件的情况下进行更新，不需要重启。因为系统通过inode号码识别运行中的文件，不通过文件名。更新的时候，新版文件以同样的文件名，生成一个新的inode，不会影响到运行中的文件。等到下一次运行这个软件的时候，文件名就自动指向新版文件，旧版文件的inode则被回收。 部分引自： http://www.ruanyifeng.com/blog/2011/12/inode.html

在 Linux 系统中，VFS（Virtual File System）是一个抽象层，它使得 Linux 内核能够与多种文件系统进行交互。VFS 使用 inode（Index Node）来管理文件系统中的文件和目录。inode 是一个数据结构，它存储着文件或目录的元数据信息，如文件大小、创建时间、权限等。每个文件或目录在文件系统中都对应一个 inode，而 inode 又与一个编号相关联，这个编号就是 inode 的编号。当文件或目录被创建时，VFS 会为它分配一个 inode 编号，并且创建一个 inode 数据结构来存储元数据信息。当文件或目录被访问时，VFS 会根据 inode 编号来查找对应的 inode 数据结构，从而获取文件或目录的信息。因此，inode 是 VFS 在 Linux 系统中管理文件和目录的一种重要方式。它能够帮助 VFS 快速查找文件或目录的信息，从而提高文件系统的性能。

品牌型号：华为P50 系统：HarmonyOS 3 软件版本:inode7.3.28 inode智能客户端是H3C自行设计开发的基于Windows的多业务接入客户端软件，提供802.1x、Portal、VPN等多种认证方式，可以与H3C以太网交换机、路由器、VPN网关等网络设备共同组网，实现对宽带接入、VPN接入和无线接入的用户认证，是对用户终端进行身份验证、安全状态评估以及安全策略实施的主体，可以按照企业接入安全策略的要求，实现基于角色/身份的权限和安全控制。 inode智能客户端采用开放的平台化设计，可在多业务安全认证的基础上提供与H3C接入设备以及第三方终端安全软件的智能联动，实现对用户终端的防病毒软件、病毒库版本、补丁安装状态、软件使用情况、网络配置状态的协同控制；通过对接入终端的集中管理和监控，确保只有符合企业安全策略的用户终端才能接入网络，从而大幅度提高网络的整体安全。 inode客户端可以使用户终端通过多种方式与H3C公司的网络设备（包括交换机、路由器和VPN网关等产品）进行用户接入身份认证。支持802.1x、Portal和VPN等多种认证方式。做为一款融合客户端产品，iNode客户端可同时配合H3C公司EAD解决方案与VPN网关产品实现EAD认证和VPN移动用户认证。 inode客户端具备丰富的安全认证功能，是EAD解决方案中用户安全状态的感知点，可以采集用户终端的安全状态信息并上报安全策略服务器进行安全状态评估，同时接收安全策略服务器的控制指令，提醒或强制用户进行系统补丁升级、卸载非法软件等。iNode客户端可以与第三方防病毒客户端进行联动，根据安全策略的定义，提醒或自动对用户终端实施查杀病毒、版本升级和病毒库更新等安全操作。

inode(发音：eye-node)译成中文就是索引节点，它用来存放档案及目录的基本信息，包含时间、档名、使用者及群组等。

磁盘扇区、IO块、inode、文件、目录、硬链接与软链接到底是什么？ 自己理解了一下，记录一下备忘。 1、扇区 扇区是磁盘盘片上的一个物理划分，是真真实实存在看得见摸得着的东西。 我们先来看看如何查看一个磁盘的一些信息，可以使用fdisk -l命令查看。我这里有多块盘，但我只截图了一个在这里展示，如图所示，我截取的这块盘为/dev/sda。 看红框所示，Unit是单元的意思，sector是扇区的意思。即磁盘的存储单元是扇区。 从图中第一行还可以看到这块盘的大小为599.6G，总共有1171062784个扇区。 从第二行可以看到每个扇区的大小为512bytes。 从第三行可以看到扇区的逻辑大小为512bytes，物理大小为512bytes。 从上图的帮助文档来看，扇区的逻辑大小可以修改，最小为512bytes，最大为4096bytes。（不同的系统，扇区的大小不一样） 除了扇区，磁盘还有哪些物理部件？2、IO块（磁盘块） 我们平时常说磁盘块，可能会以为它是磁盘的一个物理分区，其实不是的。 扇区是磁盘存储的最小单元。往大了说，还有磁道、盘片等。 那既然磁盘块不是磁盘的物理分区，那么它是啥呀？ 我们或许都有这样一个常识认知，就是磁盘的IO速率是非常慢的，如果在读取数据的时候，先读取了一个扇区的数据，发送给上层应用后，又返回来读下一个扇区，再发送给上层应用，如此循环反复，上层应用需要与磁盘进行多次交互，这就很浪费时间了； 所以就引入了磁盘块这么一个概念，它在逻辑层面将多个连续的扇区当作一个整体，然后在读取数据的时候以逻辑层面上的磁盘块为单位，将磁盘块所包含的扇区的数据都一次性读出来发给上层应用。 所以我们要区分开扇区、磁盘块这些概念所对应的对象是不同的： 扇区对应的是硬件层面，它是磁盘面的区域划分，是一个真真实实存在的物理部件； 而磁盘块对应的是软件层面，它在逻辑层面将多个连续的扇区当作一个整体。 比如磁盘扇区大小一般为512字节，而块大小一般为4096字节，那么每一个块就记录着连续的8个扇区；数据不是存在块里的，而是存储在扇区，而块记录哪些扇区是属于自己的。 如何查看一个IO块的大小： 1）在root用户下，执行tune2fs -l /dev/sda | grep "Block Size" 3、inode 每个文件都有数据以及元数据，数据就是文件内容了，它存储在磁盘的数据区； 而文件元数据包括下图这些项： 文件大小、文件块信息、一个块的大小、文件类型（普通文件、目录还是符号链接）、设备号、索引节点编号、硬链接数、文件的访问时间、文件内容的修改时间、文件属性的修改时间 每个文件都会对应一个inode，而每个inode都有唯一一个编号，如何查看文件的inode编号呢？ 1）可以使用stat filename来查看 2）或者切换到文件所在目录后，使用ll -i命令来查看，得到的结果中第一列即为文件的inode编号。 我们刚才说到每个索引节点（inode）都有一个唯一的编号，这个编号在每个磁盘上都是有限的，当inode编号分配完了之后，就不能再创建新文件了； 因为文件都需要对应一个唯一的inode，而每个inode又需要对应唯一的编号，而编号又是有限的，所以当分配完了之后，就没法创建inode了，也就没法创建文件了。 有时候可能会发现这样的现象：就是我们想要创建一个新文件，但是发现创建不了了。 于是我们需要排查问题，怎么排查呢？ 首先我们先看下是不是磁盘写满了，使用df -hl查看磁盘的使用率，如果达到了100%，那说明盘写满了，我们需要删除些东西以释放存储空间； 但是如果我们查看了磁盘使用率之后，发现不是磁盘满了，磁盘还有很多空闲的空间，那该怎么办？ 可以联想到我们上面说过的，看下inode编号是不是用完了，即看下inode编号的使用率？ 可以使用df -i来看下磁盘inode编号的使用率，如果发现是inode编号的使用率达到了100%了，那还是得删除些文件以释放占用的inode编号。 会不会有人有疑问？为什么磁盘空间还有这么多，inode编号就用完了？ 这大概率是创建的小文件太多了，你想啊，每个文件都要对应一个inode编号，inode编号是有限的，虽然磁盘空间也有限，但是如果文件系统中是以小文件居多，每个文件就占那么点空间，inode编号的消耗速率大于磁盘空间的消耗速率，这就极有可能出现上述inode编号用完了，但是磁盘空间还剩余很多的情况。 4、文件与目录 在linux系统中，一切皆文件。 在linux中怎么判断是文件还是目录呢？ 1）通过ll命令判断： 如果开头是d，那就是目录（d即directory的缩写），如果开头是-，那就是普通文件。 2）通过stat命令判断： 5、硬链接与软链接 当我们创建一个文件时，该文件的文件名其实就是一个硬链接，一个文件至少有一个硬链接，但是一个硬链接不可以指向多个文件。 硬链接有什么作用：文件系统通过硬链接可以找到inode编号，进而找到inode，通过获取inode里存储的文件元数据可以读取到磁盘中存储的文件数据。 怎么查看文件的硬链接数呢？ 1）通过ll查看： 第二列即为硬链接数 有没有注意到，普通文件的硬链接数与目录的硬链接数是不一样的，普通文件只有一个硬链接，而目录则有两个，这是为什么？ 因为对于目录文件而言，除了可以通过目录名获取到文件的inode之外，还可以通过.(点号)获取，因为点号表示当前目录。 所以我们看到目录的硬链接数是2个。 2）还可以通过stat查看文件的硬链接数： 软链接是什么？软链接其实是一个独立的文件（分类为符号链接），它有自己的inode，它的inode里存储的是它所指向的文件的信息；由于软链接与它指向的文件是两个独立的文件，所以删除软链接并不会影响它指向的文件。 通过ln -s 123 softlink123建立一个软链接指向文件123 通过stat softlink123可以看到该文件是一个符号链接，即软链接，它有自己的inode，所以它是一个独立的文件，由于它的inode里存储的是它指向的文件的信息，所以通过软链接softlink123也可以读取到文件123的数据 可以看到通过硬链接和软链接读取到的文件内容是一样的

inode单点登录关闭方法：首先打开设置——账户——点击改用microsoft账号登陆出现请稍等,一段时间。最后出现解决办法是:重新建立一个本地账号,本地账户建好之后,一定要设置为普通账户,不能设置为管理员。上述步骤完成之后，再用这个普通账户来切换到——点击改用microsoft账号登陆。

　　安装INDOE后，路由器设置方法步骤如下：　　1、首先把电源接通，然后插上网线，进线插在wan口，然后跟电脑连接的网线就随便插一个lan口。　　2、连接好无线路由器后，在电脑浏览器地址栏输入在路由器IP地址:192.168.1.1。　　3、连接后会看到输入相应的登陆用户名：admin，密码：admin。　　4、进入操作界面，点击设置向导。　　5、进入设置向导的界面，选择进入上网方式设置。　　6、点击下一步，进入上网方式设置，可以看到有三种上网方式。如果是拨号的话那么就用PPPoE。动态IP一般电脑直接插上网络就可以用的，上层有DHCP服务器的。静态IP一般是专线什么的，也可能是小区带宽等，上层没有DHCP服务器的，或想要固定IP的。　　7、选择PPPOE拨号上网就要填上网帐号和密码。　　8、然后点击下一步后进入到的是无线设置，可以看到信道、模式、安全选项、SSID等等，一般SSID就是一个名字，可以随便填，然后模式大多用11bgn.无线安全选项，要选择wpa-psk/wpa2-psk,这样安全，免得轻意让人家破解而蹭网。点击下一步就设置成功。　　9、点击完成，路由器会自动重启，届时就完成了路由器设置工作。

H3C iNode客户端卸载不了，有可能是文件损坏导致卸载不完全。可以先对软件进行修复，随后即可正确卸载。具体步骤如下：1、点击左下角的“开始”按钮，并点击“设置”按钮。2、在弹出的设置界面中点击“应用”。3、找到H3C iNode客户端，点击后选择“修改”。4、在弹出界面中选择“修复”并点击“下一步”。5、等待修复完成即可。6、随后重复以上1-4步，在弹出的界面中选择“除去”，选择“下一步”后软件即可正确卸载。

我这里有他的原理，楼主水平高的话连账号都能一并破解。这里的认证过程仅适用于h3c的客户端，而且是固定IP的，其他的我没研究过，不清楚。H3c的版本号从2.40-0328向下兼容。客户端的上网认证过程大概是这样的，第一步，咱们的电脑向服务器发送一条“开始认证”请求第二步，服务器收到“开始认证”请求后，会给我们发送“通知要求”；然后我们回应“通知响应”。第三步，服务器再向我们发送“用户名要求”，我们再发送“用户名响应”。第四步，服务器向我们发送“密码要求”，我们回应“密码响应”。第五步，服务器将向我们发送是否成功认证的报文。若认证成功，服务器便会每15秒发一条“在线询问”，我们则要回应2条报文以维持在线状态，它们类似“用户名回应”。若服务器60秒没有收到你的“在线回应”，服务器就把你的号做下线处理。下面，详细讲下各个报文的内容。第一个，“开始认证报文”。如下：typedef struct{u_char DES_MAC[6];u_char SRC_MAC[6];u_char16 PACKET_TYPE;//0x8e88u_char _802x_version;//0x01u_char _802x_type; //0x01 EAP_STARTu_char16 _802x_length;//0x00u_char USELESS[42]; //All are 0x00} PACKET_START,*LPPKTSTR;这是抓包内容：0000 01 80 c2 00 00 03 ff ff ff ff ff ff 88 8e 01 01 ........ ..H.....0010 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ ........0020 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ ........0030 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ .... 这就是开始认证的报文。大小为60字节，第0 ~ 5字节是目的地MAC(总是01-80-c2-00-00-03，具体是什么意思？:D)；接下来6个是咱们电脑的MAC；再接下来的2个字节是0x8e88,这两个字节代表这个报文是8021x认证报文，此处要注意，当你在赋值时注意高低位，例如，unsigned short sign;sign=0x8e88，要是赋成sign=0x888e就错了；下一个字节是8021x的版本号，现在来看总是0x01；再下一个字节是_802x_type(姑且先这么叫着)，这个字节在“开始认证”中为0x01，在“下线请求”中为0x02，其他报文为0x00；在下两个字节为数据区大小，数据区是我自己的叫法，就是18个字节后内容的长度，在此处为0x00。第二个，服务器将向我们发送“通知要求”，内容如下：0000 ff ff ff ff ff ff 00 e0 fc 0a ac 47 88 8e 01 00 ....H... ...G....0010 00 05 01 01 00 05 02 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ ........0020 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ ........0030 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ .... 这个报文大小同样60B，具体前6个是目的地地址（这个报文是服务器发来的，所以此处指向我们自己）；接下来6个是服务器的MAC;接下来2个是0x8e88；接下来两个是版本号和type号，分别是0x01和0x00；再接下来是数据区长度，即0x(00 05)；再接下来的两个字节比较重要，我们要通过这两个字节来判断服务器告诉我们说呢么，第一个字节若是0x01代表是服务器跟我们要东西（Request），同样我们在制作回应报文时，此处要做成0x02，代表我们发回应，若是0x03，则表是我们认证成功，0x04表示认证失败；下一个子节表示服务器到底跟我们要什么东西，0x01代表"通知"，0x02代表“用户名”，0x03代表“密码”；接下来的0x(00 05) 和前面的数据区大小是一个内容；接下来的0x02好像没太大用处。说到这，我要说的是，我们的认证报文大多数都是这样的结构，typedef unsigned char u_char;typedef unsigned short u_char16;typedef struct{u_char DES_MAC[6];u_char SRC_MAC[6];u_char16 PACKET_TYPE;u_char _802x_version;u_char _802x_type;u_char16 _802x_length; //EAP lengthu_char EAP_CODE;u_char EAP_ID;u_char16 EAP_LENGTH;u_char EAP_TYPE;} PACKETHEAD,*LPPKTHDR; //一共 23 字节！当你a=sizeof(PACKETHEAD)时，a==24，看EAP_CODE 那，这个就是上面说的“比较重要”的字节，|EAP_CODE==0x01,EAP_ID==0x01,EAP_TYPE==0x02 要“通知”|EAP_CODE==0x02,EAP_ID==0x01,EAP_TYPE==0x02 回“通知”|EAP_CODE==0x01,EAP_ID==0x02,EAP_TYPE==0x14 要“用户名”|EAP_CODE==0x02,EAP_ID==0x02,EAP_TYPE==0x01 回“用户名”|EAP_CODE==0x01,EAP_ID==0x03,EAP_TYPE==0x04 要“密码”|EAP_CODE==0x02,EAP_ID==0x03,EAP_TYPE==0x04 回“密码”|EAP_CODE==0x03 “认证成功”|EAP_CODE==0x04 “认证失败”EAP_TYPE这个值好像不是非常重要，至少我没用上这个值。EAP_ID 更像是一个计数器，当开始认证时，它为0x01，然后每完成一次对话就 +1。但注意一下，加到0xff后变成多少呢？我是假设它变成0x05了，这个地方要注意，在鉴别报文时可能会用上。第三个，我们要发送“通知回应”。如下：typedef struct{u_char DES_MAC[6];u_char SRC_MAC[6];u_char16 PACKET_TYPE;u_char _802x_version;u_char _802x_type;u_char16 _802x_length; //EAP lengthu_char EAP_CODE;u_char EAP_ID;u_char16 EAP_LENGTH;u_char EAP_TYPE; u_char fixed1;//总是0x01u_char fixed2;//总是0x16unsigned char info[20]; } PACKET_NOTI_RESPONSE,*LPPKTNOTIRES;抓包的内容：0000 00 e0 fc 0a ac 47 ff ff ff ff ff ff 88 8e 01 00 .....G.. ..H.....0010 00 1b 02 01 00 1b 02 01 16 4a 0e 7c 67 03 72 72 ........ .J.|g.rr0020 39 38 4c 1b 26 30 12 08 30 f2 e8 77 01 00 00 00 98L.&0.. 0..w....0030 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ .... 注意sizeof(PACKET_NOTI_RESPONSE)是小于60B的，然而这块我们要回应60B，所以其余的补0x00.那个20字节info是关键，2.40-0328以前的版本这20字节总是固定的，但0328后的就变了，具体我没有跟踪分析，大概与“计算机时间”，“版本号”，“用户名”“IP”等有关。我直接修改了官方的Dll文件，以得到我们想要的数据。具体调用方法如下：hinsDll=LoadLibrary("x1pt.dll");FARPROC pp=GetProcAddress(hinsDll,"X1_CoMsg");pp+=0x2280;这样pp就指向了一个x1pt.dll中的一个地址，这是个函数入口地址，这个函数要三个参数，这三个参数都是指针！第一个参数指向结构体：typedef struct {u_char sign[8]; //u_char administratorname[50]; //*******u_char username[128]; //username;!!!!!!!!!!!!!!!u_char unknown1[174]; //unknown ,and don"t use;int LPPOINT; //!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!u_char unknown2[12]; //unknown ,u_char TIMESTART[50]; //Time for start;u_char TIMEEND[62]; //Time for end;u_char password[64]; //Password;!!!!!!!!!!!!!!char padding[16384];}_STRUCT_PARA1,*LP_STRUCT_PARA1;加了“!”的是比较重要的，username 就是上网时要输入的用户名，密码就是那个密码，LPPOINT是个指针，它又指向一个结构体：typedef struct{u_char sign[16]; //all is Zerou_char sign2[16]; //all is Zerou_char sign3[8]; //{05 00 00 00 05 00 00 00}!!!u_char sign4[4]; //{00 00 00 00}u_char ip_pi[4]; //!!!u_char sign5[8]; //{ff ff ff ff 00 00 00 00}!!!u_char fakeip[8]; //!!!int sign6; //0x04 for Noti and usernameint sign7; //0x01 for Noti and 0x02 for Username!!!char pading[16384];}_PART_OF_PARA1，*LP_PART_OF_PARA1;在这个结构体中，把sign3赋成“{05 00 00 00 05 00 00 00}”；ip_pi要倒着写入你的Ip,例如你的Ip是125.221.180.256,那你这块要 ip_pi[0]=(char)256;ip_pi[1]=(char)180;ip_pi[2]=(char)221;ip_pi[3]=(char)125;;把sign5赋成“{ff ff ff ff 00 00 00 00}”；fakeip那要这样写：fakeip[0]=(char)125;fakeip[1]=(char)180;fakeip[2]=(char)221;fakeip[3]=(char)125;sign6赋成0x04;当你为得到“通知回应”的数据时，sign7=0x01;若是要得到“用户名”（下面会说）的数据，则sign7=0x02,并且将_STRUCT_PARA1+0xd8位置上的数据改成0x20；在使用这两个结构体变量之前，用ZeroMemory()清零变量内存；padding要足够大！16384就可以了.第二个参数指向一个 char [5],你可以这样用。为获得“通知回应数据”则：char aa[5];aa[0]=01;aa[1]=01;aa[2]=00;aa[3]=05;aa[4]=02;注意_PART_OF_PARA1的sign7!为获得“用户名响应”，则：aa[0]=01;aa[1]=02;aa[2]=00;aa[3]=05;aa[4]=0x14;注意_PART_OF_PARA1的sign7!第三个参数就是我们要的结果了，char rlt[100],把rlt传进去就可以了。调用完那个x1pt.dll中的函数后，从rtl+7位置上取20字节，就把"通知回应"的数据取到了。第四个，服务器将向我们发送“用户名请求”，内容如下：0000 ff ff ff ff ff ff 00 e0 fc 0a ac 47 88 8e 01 00 ....H... ...G....0010 00 05 01 02 00 05 14 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ ........0020 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ ........0030 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ .... 不需要做说明了吧 哈哈哈第五个，我们回应“用户名”。先看内容：0000 00 e0 fc 0a ac 47 ff ff ff ff ff ff 88 8e 01 00 .....G.. ..H.....0010 00 32 02 02 00 32 01 15 04 ff ff ff ff 06 07 48 .2...2.. .}..,..H0020 51 35 37 59 67 5a 31 63 6d 35 76 54 42 77 6a 4e Q57YgZ1c m5vTBwjN0030 52 55 49 5a 33 4c 61 41 51 45 3d 20 20 ff ff ff RUIZ3LaA QE= !!!0040 ff ff ff ff !!!! 结构定义：typedef struct{u_char DES_MAC[6];u_char SRC_MAC[6];u_char16 PACKET_TYPE;u_char _802x_version;u_char _802x_type;u_char16 _802x_length; //EAP lengthu_char EAP_CODE;u_char EAP_ID;u_char16 EAP_LENGTH;u_char EAP_TYPE; u_char fixed1;//总是0x15u_char fixed2;//总是0x04u_char IP[4];//你的IP,例如IP[0]=125,IP[1]=221,IP[2]=180,IP[3]=256；!!!!!!!!u_char fixed3;//总是0x06u_char fixed7;//总是0x07u_char info[28];u_char blank1;//总是0x20 ,就是空格u_char blank2;//总是0x20 ,就是空格 } PACKET_USERNAME_RESPONSE,*LPPKTUSERNAMERES;把自己的IP填到IP[4]里;info的获得和Noti 的 一样，只是最后取结果时从+13 的位置上取，取28个出来。将你的用户名补在后面，如果你要用sizeof()注意加减1.最后，算出大小填入EAP_LENGTH中，从第18个字节开始，有多少个字节，大小就是多少。第六个，服务器收到你的用户名后，就会跟你要密码，内容如下：0000 ff ff ff ff ff ff 00 e0 fc 0a ac 47 88 8e 01 00 ....H... ...G....0010 00 16 01 03 00 16 04 10 43 1b 76 53 b7 82 7e 98 ........ C.vS..~.0020 29 08 69 2f 75 86 06 34 00 00 00 00 00 00 00 00 ).i/u..4 ........0030 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ .... 这个报文重要，你要获得一个字串。从0x19位置上开，读入0x10个字节,即“43 1b 76 53 b7 82 7e 98 29 08 69 2f 75 86 06 34”。第七个，你将发回密码。先看内容：0000 00 e0 fc 0a ac 47 ff ff ff ff ff ff 88 8e 01 00 .....G.. ..H.....0010 00 1d 02 03 00 1d 04 10 d7 b1 5f e4 c2 e8 55 f4 ........ .._...U.0020 14 26 ec 38 88 5f 4b 3a ff ff ff ff ff ff ff 00 .&.8._K: !!!!!!!.0030 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ .... 数据定义：typedef struct {u_char DES_MAC[6];u_char SRC_MAC[6];u_char16 PACKET_TYPE;u_char _802x_version;u_char _802x_type;u_char16 _802x_length; //EAP lengthu_char EAP_CODE;u_char EAP_ID;u_char16 EAP_LENGTH;u_char EAP_TYPE;u_char lengthofPWD;//alway 0x10,16字节u_char MD5VALU[16];u_char OTHERINFO[20];//INCLUDE USERNAME}PACKET_PASSWORD_RESPONSE,*LPPKTPWDRES;这个报文比较简单，制作一个串,内容是0x03+密码串+交换码串（就是上个报文中，考出的16字节）,然后将这个符合串MD5 ComputeHash,得到MD5值,写入报文，补上用户名，填足60位，就可以了.第8个，成功则服务器发回：0000 ff ff ff ff ff ff 00 e0 fc 0a ac 47 88 8e 01 00 ....H... ...G....0010 00 04 03 04 00 04 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ ........0020 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ ........0030 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ .... 失败则：0000 ff ff ff ff ff ff 00 e0 fc 0a ac 47 88 8e 01 00 ....H... ...G....0010 00 07 04 08 00 07 08 01 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ ........0020 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ ........0030 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ .... 对于在线保持，服务器发送：0000 ff ff ff ff ff ff 00 e0 fc 0a ac 47 88 8e 01 00 ....H... ...G....0010 00 05 01 db 00 05 14 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ ........0020 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ ........0030 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ........ .... 我们要做的是，回应两个报文，回应10000 01 80 c2 00 00 03 ff ff ff ff ff ff 88 8e 01 00 ........ .F^.....0010 00 35 02 cc 00 35 14 00 15 04 ff ff ff ff 06 07 .5...5.. ..}.....0020 54 77 31 2f 62 77 74 78 63 54 77 39 54 78 67 75 Tw1/bwtx cTw9Txgu0030 4f 42 45 4c 4e 58 6a 41 63 72 67 3d 20 20 ff ff OBELNXjA crg= !!0040 ff ff ff ff ff ff ff !!!!!!! 回应20000 01 80 c2 00 00 03 ff ff ff ff ff ff 88 8e 01 00 ........ .F^.....

先得到它的inode,然后再找它的父inode,一直找下去直到根节点(inode等于父inod.然后把这个路径反过来写就是了.pwd命令的原理就是这样的.

iNode客户端可同时配合H3C公司EAD解决方案与VPN网关产品实现EAD认证和VPN移动用户认证。iNode客户端可以使用户终端通过多种方式与H3C公司的网络设备（包括交换机、路由器和VPN网关等产品） 进行用户接入身份认证。支持802.1x、Portal和VPN等多种认证方式。iNode客户端具备丰富的安全认证功能，是EAD解决方案中用户安全状态的感知点，可以采集用户终端的安全状态信息并上报安全策略服务器进行安全状态评估，同时接收安全策略服务器的控制指令，提醒或强制用户进行系统补丁升级、卸载非法软件等。iNode客户端可以与第三方防病毒客户端进行联动，根据安全策略的定义，提醒或自动对用户终端实施查杀病毒、版本升级和病毒库更新等

应用程序 辨别 文件目录使用的，我们使用文件名，程序使用数字标示文件。

在Linux系统中，内核为每一个新创建的文件分配一个Inode，每个文件都有一个惟一的inode号，我们可以将inode简单理解成一个指针，它永远指向本文件的具体存储位置。

可以使用ls命令，加上-i选项。对于目录和普通文件，查询inode号并没有区别。ls命令将每个由文件名参数指定的名称写到标准输出，以及您所要求的和标志一起的其它信息。如果不指定文件名参数，ls命令显示当前目录的内容。加上-i选项就可以输出文件的inode索引信息。用法示例：每一个文件名前的数字就是文件的inode号。

卸了重下

运行-msconfig 这个试试

现在的inode客户端都是由服务端生成的，有的在服务器端发布客户端时，就禁止了卸载的相关操作，这种不好搞，建议重装，重装后考虑装在虚拟机中。

络管理员给你重置时间

iNode智能客户端软件支持对用户终端操作系统版本、系统补丁、应用软件、防病毒软件的检查和控制，可以在终端接入层面帮助管理员统一实施企业安全策略。l 支持用户终端操作系统版本、热补丁检测，并提供补丁的自动升级功能，实现对操作系统以及系统软件版本、系统补丁的统一管理；l 支持与国内外主流防病毒软件配合实现防病毒软件安装运行状态、病毒库版本检测，使防病毒软件的价值得到提升，从单点防御转化为整体防御；l 支持用户终端应用软件的统一管理，通过客户端可以对终端安装或运行的软件进行监控和限制；l 支持客户端的桌面安全状态检测功能，支持对在线用户终端的运行进程、共享目录、分区表、屏保设置、系统服务列表等信息的集中审计。

这个我不会 不好意思 帮不到你 ubuntu系统的确很不错 但本人英语很初级 有时根本就弄不明白 刻盘安装后感觉越用越慢 后来又重装回XP 中途把硬盘分区表弄坏了 费了好大劲才修复好 唉 所以现在轻易不敢捅咕了

H3C iNode是H3C公司的一个客户端软件，主要是和H3C的网络设备配合起来实现接入认证功能的。在配置了认证的网络里，只有在客户端软件上通过认证后才能正常接入网络。

file是标准库定义的文件操作类型，inode是Linux文件系统提供的系统调用结构，Linux上的file的实现会引用到inode结构

重启交换机，或者把网线拔了，过几分钟重新连上

1、下载iNode登录器2、解压压缩包，先安装包内的Winpcap。3、然后安装包内的“setup.msi”，安装完成后，请完全退出inode客户端。4、打开刚安装好的登录器，继续下面的步骤5、双击登录器中的“我的连接”6、保存好后，请右键登录器中的“我的连接”，点击“连接网络”

这个，你的盘里面文件太多了，每个文件一个inode一般来说，linux文件系统里的inode数量是在格式化磁盘时就确定好了（如ext系列）要解决的话，估计就只有重新格式化磁盘了，然后在格式化的时候把inode数目设置得多一点不过linux内核已经支持一个新的文件系统btrfs ，动态inode分配了，可以试一下

一、inode的定义inode译成中文就是索引节点，它用来存放档案及目录的基本信息，包含时间、档名、使用者及群组等。二、inode的分类及其具体涵义inode分为内存中的inode和文件系统中的inode，为了避免混淆，我们称前者为VFS inode， 而后者以EXT2为代表，我们称为Ext2 inode。

不如何同居房间内阳极氧化

可以使用电脑管家修复下看看可否解决。1、清除DNS缓存。这个主要用于某些网站打不开的情形。首先同时按WINDOWS+R键，在弹出窗口输入CMD，然后回车。在弹出的命令提示符中输入ipconfig /flushdns，然后回车。2、重置winsock目录，在命令提示符中输入netsh winsock reset，然后回车。重置成功后要重启电脑。这个命令非常好用。

1、struct file_operations是一个把字符设备驱动的操作和设备号联系在一起的纽带，是一系列指针的集合，每个被打开的文件都对应于一系列的操作，这就是file_operations,用来执行一系列的系统调用。2、struct file代表一个打开的文件，在执行file_operation中的open操作时被创建，这里需要注意的是与用户空间inode指针的区别，一个在内核，而file指针在用户空间，由c库来定义。 3、struct inode被内核用来代表一个文件，注意和struct file的区别，struct inode一个是代表文件，struct file一个是代表打开的文件 struct inode 包括很重要的两个成员： dev_t i_rdev 设备文件的设备号 struct cdev *i_cdev 代表字符设备的数据结构，struct inode结构是用来在内核内部表示文件的。同一个文件可以被打开好多次,所以可以对应很多struct file,但是只对应一个struct inode.

亲！VM虚拟机有3种网络模式vm 0默认就是桥接vm 1是虚拟局域网 vm 8是nat默认有这三个 其它的都是虚拟网络你选桥接就行了 实在不行就加块网卡 一个vm 0一个vm 1在桥接试试希望能帮助你！

提示没有这个libpng12.so.0 库请安装相关软件包根据你自己的发行版

首先要确保硬件线路是连通的，别整了半天网线或路由器什么的设置有问题。Inode软件和360有冲突，inode安装过程要暂时退出360保证能完整安装，系统以及个人防火墙要放行inode，ip地址、默认网关和DNS服务器地址都要填写正确。总的说就是PC联系不上服务器。

用手机PC套件就好了

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就是 崛江由衣唱的堀江由衣-桜 作词：有森聡美 作曲：樱井真一 编曲：太田美知彦 やわらかく あたたかな yawarakaku atatakana 场所を选んできた basyooerandeketa 人々の笑颜の裏に ritoritonoekanourani 涙も见つけられなかったnamidamomitsukaranenakatta 自分に嘘をついて jibunniusootsuite やり过ごしてきた yarisugashiteketa 日々を振り返られるhibiohurikaeraneru 私になりたいwatashininaritai 桜、散る事 sakura shiruhoto 见ないように生きようとした mienaiyouniikiyoutoshita 花开く梦さえ hanahirakuyumesae 知らないままで… shiranaimamade 鲜やかな日をasayakanahiwo いつの日か迎えてみたいの itsunohikamukaetemitaino この生命（いのち）燃やして konoinochimoyashite 私、探そう watashi sarasowo 激しくて 冷たくて hakeshikute tsumetakute ひどい向かい风も hidoimukaikasemo 瞳を闭じたりしないで hidomiwodojitarishinaide しっかりと行き先を见よう shikkaritoikisakiomiyou 少しづつでいいから ukoshizutsudeiikara 强くなりたいの zuyokunaritaino 涙を流す度に namidaonagasudabini 优しくもなれる yasashikunonareru 桜、舞う程 sakura mauhodoo 几つもの梦を咲かせようigursumonoyumeosakaseyou 见上げるごと増える miagerugotomueru 薄红色の…usureirono 鲜やかな日をasayakanahiwo いつの日も迎えていたいの この生命（いのち）燃やして 私、辉こう 桜、散る事 见ないように生きようとした 花开く梦さえ 知らないままで… 鲜やかな日を いつの日か迎えてみたいの この生命（いのち）燃やして 私、探そう 桜、舞う程 几つもの梦を咲かせよう 见上げるごと増える 薄红色の… 鲜やかな日を いつの日も迎えていたいの この生命（いのち）燃やして 私、辉こうwatashi karayakou

疑问词+not+主句？Why not/Don"t you?

利用重、磁、震同步联合进行反演方法，一是对中生界分布重点区域进行反演，获得中生界分布残余厚度；二是对典型剖面进行反演，获得剖面深部地质信息。重、磁、震资料相互约束的反演方法，在模型建立上，实现了不同物性（速度、电阻率、密度）共网格单元的建模，统一了多种地球物理方法的建模方式，考虑了在地质、地震、钻井、物性等先验信息的约束下，引入正则化思想，以提高反演稳定性和精度并减少多解性，大大提高了反演结果的可信度，提高了多种地球物理资料联合反演解决复杂地质问题的能力。（一）方法一原理、流程、应用及效果分析采用以地震剖面解释结果以及钻孔分层结果为约束条件的多次回归反演方法获得中生界残余厚度，其中用于反演的异常值为重、磁对应分析结果。多次回归反演方法的步骤如下：（1）将地震剖面解释的局部相对确定的中生界厚度、钻孔分层结果作为多次回归反演的已知厚度D。（2）将已知点厚度D代入多次回归反演公式（5-1），得到一个线性超定方程组（5-2）。海域油气资源战略调查与选区AX=B （5-2）式中：gm为中生界引起的重、磁对应分析结果；ai是回归系数，通过求解线性超定方程组（5-2-2）得到；N为回归阶次。A、X、B见（5-3）所示。海域油气资源战略调查与选区（3）为了保持算法的稳定性，一般不超过5次，通过（5-1）可以计算所有点的中生界厚度。从前面的重磁对应分析结果可知南海东北部海域中部北东向的基底布格重力低、化极磁力低区域是我们探寻中生界的重点区域。部分地震资料也印证该区域中生界的存在。利用重、磁、震联合反演方法进行了中生界残余厚度的反演，得到了中生界残余厚度分布图（图4-71）。可以看出，东沙隆起大部分区域、台西南盆地西北部区域中生界分布连续，厚度大约4000～8000m之间；惠州凹陷以北区域，中生界厚度在6000m左右，规模较大；在南部隆起西部及白云凹陷南部区域，中生界厚度在3000～6000m之间。（二）方法二原理、流程、应用及效果分析1.原理重、磁和地震方法三者联合反演的目标函数为（Yu Peng，2008；何伟，2009）：海域油气资源战略调查与选区式中：M为测点数，L为速度界面的数目， 为重力的计算值， 为重力的理论值， 为磁力的计算值， 为磁力的理论值， 为模型第i个测点、第k个界面的双程旅行时计算值， 为地震叠加剖面拾取的第i个观测点、第k个界面的双程旅行时，l=[v11,v12,...,vji,...,vNM,s11,s12,...,sji,...,sNM,m11,m12,...,mji,...,mNM,h11,h12,...,hji,...,hNM]T （5-5）为模型的参数矢量，N为划分的网格深度线的数目，vji、σji、mji、hji分别为第i个测点、第j个深度线的速度、密度、磁化强度和深度；Wg、Wm与Ws分别为重力异常、磁异常与地震走时误差fg、fm与fs的权系数。对于加权系数Wg、Wm和Ws，具体的取值，要由重、磁和地震三种方法的数据的数量级、精度和侧重关系决定，相应的加权系数越大，则该方法所占比重越大，对整个反演的结果影响越大。2.反演处理流程重力、磁法和地震资料联合反演的流程与MT-地震资料的联合反演流程类似，利用快速模拟退火算法实现了三者之间的同步联合反演。这种基于物性随机分布模型的联合反演因为模型参数个数往往大于观测数据个数，应尽可能利用物性资料和先验信息，使反演结果更可靠。因此它适合于在综合多种先验信息条件下，或对最终解估计有初步认识的基础上展开建模，给出模型参数的初始选择空间，通过模拟退火算法来反演并最终锁定最优解的空间，以减少反问题的多解性并提高反演精度，若初始模型参数空间估计错误或选择变化的空间很局限，往往很难得到理想的解。所以，这是一种适合于在先验信息约束下开展的精细反演方法。反演处理过程包括以下几个环节（图5-35）。图5-35 重磁震同步联合反演地球物理处理流程图（1）基干地震剖面的解释及时－深转换：在充分利用陆域钻、测井资料标定基础上，根据地震反射结构特征和区域构造的对比分析进行基干地震剖面中古生界主要地质反射界面和构造层的地震解释，包括对内幕地震反射层特征、规律及反射模式分析等。在此基础上，通过声波测井资料和地震速度谱资料转换分别建立起陆域和海域的层速度关系，据此关系对所解释的基干地震剖面进行时－深转换。（2）物理－地质模型建立：采用结合密度、磁化强度（电阻率）和速度随机分布共网格模型的建模方法来进行物理－地质模型的建立。（3）同步联合反演处理：按照上述方法及原理，利用改进的快速模拟退火算法，实现了这种共网格条件下的重力、磁法与地震数据的同步联合反演，即反演同一个地质地球物理模型网格单元内的物性参数，进而达到同时反演形态和物性参数的目的。计算过程中，通过给予各地层相应的物性变化范围以及地震解释不确定地层的深度变化范围，如对南黄海XQ07-10测线和NT05-2测线的D－P1、 －S和Z这三个地层的底面进行松约束（允许这些深度不确定的地层可以在上覆和下伏地层之间变化），对地震解释可靠的其余地层的底界面深度进行紧约束，可以通过联合反演来确定这些目的层相应的物性值和深度分布，得到针对同一构造目标条件下统一的物性结构以及地质-地球物理解释模型。该方法的特点是，充分利用了先验信息如可靠地震资料的约束，通过考虑各地层的物性和深度约束范围，来精细反演各地层的物性和深度参数，因基于统一模型条件下综合了多种地球物理场的观测数据，因此提高了反演的精度并减少了多解性。3.应用与效果分析1）南海北部中生界地球物理反演剖面的处理结果分析选取过LF35-1-1井的XQ1-3G测线进行重、磁、震联合正反演计算，反演结果如图5-36。该测线位于东沙隆起，全长约71km。从拟合结果分析，北西段（重磁测线45km以北）磁性基底性质不同于南东段，北西段磁性基底磁性强度相对大（1000～6500）×10-3A/m，磁倾角为0°，说明该地块磁性基底磁性以剩磁为主。南东段磁性基底磁性强度相对小（1000～1500）×10-3A/m，磁倾角为30°～50°，说明该地块磁性基底磁性以感磁为主。此外，在北西段重磁反演出基底存在两个火成岩体，其拟合结果参数分别为磁化强度6500×10-3A/m、磁倾角50°、密度2.65×103kg/m3；磁化强度4500×10-3A/m、磁倾角30°、密度2.65×103kg/m3，推断为基性火成岩体。这两个由反演结果推断出来的强磁性火成岩体与化极平面磁异常反映的磁力高特征相吻合的。据资料显示，该区域内的多口钻井在井底已揭示白垩纪侵入火成岩，因此该区域应存在一条高密度、高磁性的白垩纪火成岩侵入带。在LF35-1-1井处，地震解释的火成岩侵入体，重磁资料上并没有明显反映，据井位资料，在井深2400m附近，钻遇花岗闪长岩。分析是岩浆岩沿断裂侵入地层，形成的磁性体规模小、磁性弱，不能引起局部磁力异常。通过XQ1-3G线正反演计算，推断东沙隆起这一区域地壳大致可分为上、中、下三层地壳，上地壳为沉积层，中地壳密度为（2.60～2.72）×103kg/m3，下地壳密度为（2.8～2.90）×103kg/m3。2）南黄海盆地地球物理反演剖面的处理结果分析图5-37显示了对XQ07-10剖面第一次反演处理结果，综合分析可以看到：原解释剖面（如XQ07-10）除了震旦系（Z）厚度与反演结果差别较大外，其他地层吻合较好，说明解释合理；仔细分析震旦系（Z）顶、底界面反演结果发现，普遍地在崂山隆起与反演结果吻合较好，但在南、北两凹处差异较大；在南、北两凹明显存在多处磁异场的高值。据此解释结果，我们又做了第二次的同步联合反演，结果显示出与新解释方案有较好的吻合性（图5-38）。总之，通过上述物性随机分布的重磁电震同步联合反演方法对研究区区域地球物理剖面的反演处理，以及综合地质解释，我们基本确定出研究区海相地层内幕地质属性在综合地球物理剖面上的表现形式和特征：（1）印支－早燕山构造面（三叠系与侏罗系之间）特征明显，表现为一强的地震波阻抗界面，即与上覆地层之间呈现出高的密度、高速度特征。在地震剖面上覆与下伏地层之间往往表现为明显的角度不整合接触关系。（2）加里东构造面（奥陶系与志留系之间）特征明显，表现为，上覆志留系＋泥盆系为低阻，低速、低密度值，下覆上震旦系＋寒武系＋奥陶系为高阻，高速特征。图5-36 XQ1-3G线重磁震解释剖面说明：D为密度（单位103kg/m3）M为磁化强度（单位10-3A/m），i为磁倾角（单位（°））（3）盆地沉积基底界面表现为高磁、高电阻率特征，而上覆沉积地层明显表现为低磁、相对的低阻特征。（4）在盆地沉积地层中有火山岩和火山碎屑岩存在时，表现为明显的高磁特征，否则为弱磁或无磁特征。图5-37 XQ07-10测线第一次联合反演结果图5-38 XQ07-10测线第二次联合反演结果

1.日语太好了、 よかった罗马音：yo ka tta汉语发音：腰 卡 他2.你好吗？　 げんき お元気ですか罗马音：o gen ki de su ka汉语发音：奥 gain ki 呆 斯 卡3.我很好！ げんき 元気です罗马音：gen ki de su汉语发音：gain ki 呆 斯4.好久不见 ひさ お久しいぶりですね罗马音：o hi sa shii bu ri de su ne汉语发音：奥 hi 撒 西-- 不 里 呆 斯 奈（--表示长音，前面的汉字在发音时拉长一个音即可）希望能够帮助到你

孩子们01.mp4采纳哦

<<樱>>---堀江由衣

启动崩溃是由盖瑞模组引起了不能够加载这个文件系统：C：/ 在Windows / System32下/ D3DX9_40。 DLL 或C：/Windows/SysWOW64/D3DX9_40.dll 这是DirectX的9部分解决方案要解决这个问题，你只需要确保该文件存在，并没有损坏。更新的DirectX运行时如果不尝试安装的DirectX避风港运行时间还没有从这个链接，你应该做的第一：http://www.microsoft.com/en-gb/download/details.aspx?id=35点击橙色“下载”按钮，保存文件，然后运行它，如果问题仍然存在，请尝试重新启动您的计算机。对于一些人，安装程序会导致它自己的错误，虽然，在这种情况下，你应该联系Microsoft支持，而不是：http://support.microsoft.com/更新的DirectX 9 如果上面没有按"T的帮助下，尝试从这个链接安装DirectX 9.0c的specificaly：http://www.microsoft.com/en-us/download/details.aspx?id=34429点击橙色“下载”按钮，保存文件，然后运行它。如果问题仍然存在，请尝试重新启动您的计算机。不得已/最简单的解决方案，如果没有上面的帮助，你可以尝试做的事是手动下载文件，并把它更替到你的Steam/ SteamApps /普通/ GarrysMod /bin/文件夹中（也就是右键查看文件所在，然后找到bin文件）。http://support.facepunchstudios.com/downloads/files/1-d3dx9-40-dll/download有用的链接http://support.microsoft.com/kb/179113_(:з」∠)_特地去翻墙翻译了下，大概意思是这样…如果没办法的话请去贴吧解决，无能为力…据说多出现在Win8跟Win10之中

补充～～～～ 【二、数字类。】 不一一写了。1—10就行了。 いち ichi に ni さん san し shi ご go ろく roku しち shichi はち hachi きゅう kyuu じゅう jyuu那就再补充罗马音读法~~~我找到一个解释（总的来说介绍的不错~~就是o并不是读“凹”~其实跟“wo”轻点读差不多~e是读ei） 有五个元音 a、i、u、e、o，分别读“阿、一、乌、埃、凹” 要注意的是e读“唉”，o读“凹”不读“哦”，读u的时候嘴唇不要太突出 辅音有k、t、n、h、s、m、r、y,浊音辅音d、b、j、z，和元音组合就行 要注意的地方有： r读拼音里l的音 tu（或tsu）读“次”的音 ti（或chi）读“七”的音 si（或shi）读“西”的音 su有点像“丝”而不是“苏” ds和拼音中z相同，ts和拼音中c相同 zu有点像“兹”而不是“租”（两个音之间的感觉） zi和ji一样读“机” ju和zu一样 关于组合，应该是说长音、促音、拗音等。 首先要了解日文发音的节奏，一个假名一拍的感觉。然后就好理解了。 促音，就是小写的つ，罗马音一般用双写的辅音表示，如 ちょっと（tyotto）和がっこう（gakkou） 促音不发音，类似于音乐中的空拍。比如gakkou读作“ga_ko-”,下划线表示空拍，短横线表示长音。 问题中tto就是っと，如ずっと，读作“zu_to(兹_滔)” =_= 长音，就是拉长一拍，发生在元音上，罗马音中的表示为 aa、ii、uu、ee（有时候用ei）、ou，或者元音后面加短横线- 如上述がっこう中的こう，写作kou，是o的长音。 拗音，是元音（韵母）为i的音后面加上辅音为y的音组成，后一个假名小写，但是只发一拍的音，就是连起来读。 如ki+yo就是kyo（きょ），把k、i、o连在一拍里读，ji+yo就是jyo（じょ），把j、i、o连起来。 拗长音，就是拗音再拖一拍，读得长一点就行，如「今日（きょう）kyou」。 dz应该和ds是一样的，dzu和dsu和du都是づ，读音有些像“兹”

演唱：</B>中岛美嘉（<B>原唱</B>）<BR><BR>http://www.haahoo.com/mtv/20060106/asia/zdmj_xh.wmv<BR><BR>のびたかげを ほどうにならべ<BR> ゆうやみのなかをきみとあるいてる<BR> 手をつないでいつまでもずっと<BR> そばにいれたなら泣けちゃうくらい<BR> <BR> 风が冷たくなって<BR> 冬のにおいがした<BR> そろそろこの街に<BR> 君と近付ける季节がくる<BR><BR> 今年 最初の雪の华を<BR> ふたりよりそって<BR> 眺めているこのときに<BR> しあわせがあふれだす<BR> あまえとかよわさじゃない<BR> ただ 君を爱してる<BR> 心からそう思った<BR><BR>君がいると どんなことでも<BR> のりきれるようなきもちになってる<BR> こんなひびがいつまでもきっと<BR> つづいてくことを祈っているよ<BR><BR> 风が窓を揺らした<BR> 夜は揺り起こして<BR> どんな悲しいことも<BR> ぼくが笑颜と変えてあげる<BR> <BR> まいおちてきた雪の华が<BR> 窓の外ずっと<BR> ふりやむことをしらずに<BR> ぼくらのまちをぞめる<BR> 谁がのためになにがを<BR> したいと思えるが<BR> 爱と言うことを知った<BR><BR>もし、君を失ったとしたなら<BR> 星になって君をてらすだろう<BR> 笑颜も 涙にぬれてる夜も<BR> いつもいつでもぞばにいるよ<BR><BR> 今年 最初の雪の华を<BR> 二人よりそって<BR> ながめているこのときに<BR> 幸せがあふれだす<BR> 甘えとが弱さじゃない<BR> ただ、君とずっと<BR> このままにいっしょにいたい<BR> すなおにぞう思える<BR> <BR> この街に降りつもってく<BR> まっしろな雪の华<BR> 二人の胸にそっと思い出をかくよ <BR><BR>これからも君とずっとu30fbu30fb

这些路亚饵真的都叫“米诺”吗？路亚技巧可以说没有丝毫帮助，也不能帮到大家钓到更多的鱼。纯粹是关于路亚文化的瞎聊，但是的确有钓友在名字叫法上纠结，所以感兴趣的朋友可以阅读一下。一、概述“米诺”作为路亚硬饵里非常普及和常见的一种饵型，我们真的应该叫它“米诺”吗?(很多钓友要说了这不叫米诺叫什么?)我觉得没错，“米诺”就是国内大部分钓友对这一类型饵的一个统一称呼，这么叫真的正确吗?最正确的叫法应该是什么?为了能把这个问题说洁楚，我们需要先了解以下这三个英文单词：MINNOW、JERKBAIT、SHAD二、MINNOW这个词也就是我们平时说的米诺，它其实是一大类理科小鱼的经称，一股指身材细长的小鱼。原凉我先把时间拉回到1905年，这年一个名叫Lauri Rapala的人出生在芬兰，没错，这个人很重要，重要到可以称为“路亚之父”(虽然贡献很大，但是第一个路亚饵并不是他发明的，第一教商品路亚饵是美国人JamesHeddon发明的1，就像很多传奇故事一样，年轻时的小乐(Lauri Papala名字太长…)家里非常贫困，只能靠干农活和捕鱼为生。要知道以前为了捕到水中的掠食性鱼类往往是以小鱼为饵，为了提高效率你训得，小乐三下五除二就在1936年用木头搞出了鱼形的假饵，为什么这个饵很重要?因为这比之前James Heddan发明的那个饵多了舌。就因为这个舌板的区别让路证饵首次有了固定的泳姿，再加上木头的材质，让这个饵可以浮在水面。而且因为这个恒的形状很像minnow这类长条形的小鱼，就这样，第一个"米诺”诞生了(记住这个米诺是浮水的)。后来么小乐就靠这个饵的走红，成立了自己的公司，一路发展至今，也就是现在的渔县大厂Rapala乐伯乐。二、JERKBAIT那jerkbait又是什么?跟“米者”又有什么关系?这里又要开始另一个故事，70年代的美国卢钓盛行，职业钓手RandyBlaukat(后面就叫他小兰)当时还只是个在卢钓俱乐部里钓色的少年，就当他在俱乐部里钓鱼的时光里，发现大部分人打龟空军的时候，有几个钓友总是鱼获满满。这怎么忍得了，小兰肯定要去取取经的呀!一段时间打入内部混熟了之后，才知道原来这几个人在当时常见的一种米诺饵的钩柄上焊上增加配重的铅，让这种米诺可以在水中悬浮。(要知道在此之前的米诺都是小乐发明的浮水米诺)，从此寻浮米诺诞生。为什么这种品浮米诺这么历言?因为它可以被钓手抛到有障碍的水下静止的待上很久，然后钓手突然的抽停，躲在障碍里的鲈鱼当然忍不住就发起攻击咯，绉对堪称当时破龟上岸的“神馆”!之后，这种形式的饵风庞了当时的炉钓圈，但依然都是大家自己改装制作，直到小兰成为了megabass的签约钓手后，才在他的推动下，megabass专门推出了一款大家不用自己改装就能用的悬浮米诺--Megaass Vision 110。说到这里需要总结一下，文科育在水牛是学，靠桂停动作品在的就叫jerkoait，然形体上和最子的米港很微，但导它的泳姿和作作于认已经发一了一大改变所以，jerkbai是专指在的的中易停保没视源领子，靠像在水号中油度设鱼的类“米老”，世可以叫悬季米老/暴停米诺/油事X诺相对。所以，我觉得在国内无论你叫这种饵米诺还是jerkbait都对!反正都知道你在说哪种饵不就行了吗。三、SHADshad翻译过来是西鲜，美洲西年，也是一种小鱼的名字这种鱼的形体并不像minnow那样细长，稍微有点宽为什么要说shad?跟我们这篇内容有什么关系吗?当然有关系，因为shad也是一种和jerkbait长的非常像的饵型，同样拥有小鱼形状的身形和前端的舌板。所以在国内这种shad通常也被叫做米诺。下面就来分析这两种饵的一些区别（如图所示）但是，现在因为每种饵出的品种越来越多，导致shad和jerkbait的界定其实越来越模糊了，我觉得最好的分辨方法就是看体型，细细长长的是jerkbait稍胖硝短的是shad。四、泳姿大不同除了上述不同外，其实jerkbait和 shad两种饵的泳姿也有着非常大的区别，看下旁边两张图的运动轨迹相信就能很清楚的知道这两种饵在水下的不同了。五、最后总结我觉得就不要在叫法这件事情上纠结这么多了，毕竟大部分钓友又不打职业，对于这些知识了解一下就行了，没必要搞那么清楚，统统叫“米诺”总不会错!哈哈哈哈。既然叫什么无所调，那对于浪费大家这么长时间看我写这堆废话报以深深的教意!六、PS:用忌停米诺的时候不要用别针，细微的重量变化也会让饵原本设计好的平衡性被打破

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所谓代餐（又名替餐），顾名思义就是取代部分或全部正餐的食物，常见的代餐形式有代餐粉、代餐棒、代餐奶昔以及代餐粥等。代餐除了能够快速、便捷的为人体提供大量的各种营养物质外，具有高纤维、低热量、易饱腹等特点。如利用魔芋为原料生产的鲜花派。　　代餐的产品有许多型态，当做卡路里控制餐使用时，所有代餐都有相同的效果，因此在选择代餐时，要选最适合自己口味、食用时机及脂肪含量最少的产品，并在食用前先详读标示，才能发挥代餐的效果。

元气寿司共分6种... 1.$9/黄色(主要系普通d0既寿司:甜蛋/虾子/三文鱼....) 2.$12/绿色(主要0既寿司系军舰/小食(芝麻8爪鱼)....) 3.$15/紫色(主要0既寿司一d卷物:手卷/牛油果软壳蟹卷....) 4.$18/$20红色(一d特别推介先会用到...唔系时时有0家) 5.$25/蓝色(主要系三文鱼子/炸8爪鱼/炸鸡) 6.$35/白色底有d花系上面(主要系刺身/炸软壳蟹) 希望以上0既资料可以帮到你啦 元绿寿司精选天妇罗即日起至3月31日买1送1优惠 ,3月15日起更来惠顾满HK$50换购多款Miffy公仔套装 ,齐齐走进Miffy环游世界之旅! 想食新鲜uecd1寿司，只要记住一个电话2889 8889，元绿寿司既专业速递员会在45分钟至1小时内，为您送上即叫即制新鲜寿司。 外卖速递服务条款及细则： 订购外卖速递满HK$100*，可获送货服务，订购满HK$150*(元绿会会员为HK$100*)，更可获豁免送货服务费#。 元绿会会员请于电话订购时，需提供卡上最后8个数字，方可享有会员优惠。 只接受现金付款。 (全线欢迎使用Visa/Master/JCB/American Express付款) 外卖速递服务需时约45-60分钟(需视乎实际交通情况)。 外卖速递送货范围有限，个别地点需收取额外附加费服务，详情请致电速递外卖热线2889 8889或各分店查询。 #送货服务费为每张单HK$10 *以每张单折扣后结账金额计算 分区速递专线电话表 柴湾、小西湾、 杏花村、筲箕湾、 西湾河 11:00－22:00 (每日) 2898 8238 北角、太古城、 铜锣湾、湾仔、 跑马地、中上环、 中半山 11:00－22:00 (每日) 2892 0181 西营盘、坚尼地城、 西半山、薄扶林、 数码港、置富 11:00－22:00 (每日) 2838 2800 中国香港仔、鸭洲、 黄竹坑、田湾、 寿臣山、华富 11:00－22:00 (每日) 2873 3828 尖沙咀、佐敦、 油麻地、红磡、 土瓜湾、何文田 11:00－22:00 (每日) 2317 0000 旺角、大角咀、 深水、长沙湾、 九龙塘 11:00－22:00 (每日) 2396 7288 黄大仙、慈云山、 钻石山、乐富、 新蒲岗、斧山、 竹园 11:00－22:00 (每日) 2955 9268 九龙城、九龙湾、 牛头角、蓝田、 观塘、油塘 11:00－22:00 (每日) 2383 0830 宝琳、坑口 11:00－22:00 (每日) 2832 6622 调景岭、尚德 11:00－22:00 (每日) 2868 2889 沙田、大围、火炭、 第一城 11:00－22:00 (每日) 2832 9373 荃湾南、葵涌、 美孚、荔枝角 11:00－22:00 (每日) 2940 7009 荃湾北、荃景围、 柴湾角、油柑头、 青衣 11:00－22:00 (每日) 2388 3229 上水、粉岭 11:00－22:00 (每日) 2668 0363 大埔 11:00－22:00 (每日) 2660 8686 屯门、屏山 11:00－22:00 (每日) 2618 6933 天水围全区 11:00－22:00 (每日) 2617 2345 马鞍山、乌溪沙、 大水坑 11:00－22:00 (每日) 2631 6323 元绿寿司速递热线 11:00－22:00 (每日) 2889 8889 powered by PacificLink iMedia Limited 2007-04-13 17:00:47 补充： 元气寿司的餐单寿司：genkisushi.sg/menu_sushi手卷和少量寿司：genkisushi.sg/menu_maki熟食：genkisushi.sg/menu_cook前菜：genkisushi.sg/menu_appertizer剌身：genkisushi.sg/menu_sashimi注意：网页是英文和日文，没有中文,点解你将元绿同元气整埋一齐ga... 仲有元气系有中文网页ga... genkisushi,好详尽啊......谢谢 可惜佢地网页 update 紧 !!!!,抄资料！,元气寿司共分6种... 1.$9/黄色(主要系普通d0既寿司:甜蛋/虾子/三文鱼....) 2.$12/绿色(主要0既寿司系军舰/小食(芝麻8爪鱼)....) 3.$15/紫色(主要0既寿司一d卷物:手卷/牛油果软壳蟹卷....) 4.$18/$20红色(一d特别推介先会用到...唔系时时有0家) 5.$25/蓝色(主要系三文鱼子/炸8爪鱼/炸鸡) 6.$35/白色底有d花系上面(主要系刺身/炸软壳蟹) 希望以上0既资料可以帮到你啦 元绿寿司精选天妇罗即日起至3月31日买1送1优惠 ,3月15日起更来惠顾满HK$50换购多款Miffy公仔套装 ,齐齐走进Miffy环游世界之旅! 想食新鲜uecd1寿司，只要记住一个电话2889 8889，元绿寿司既专业速递员会在45分钟至1小时内，为您送上即叫即制新鲜寿司。 外卖速递服务条款及细则： 订购外卖速递满HK$100*，可获送货服务，订购满HK$150*(元绿会会员为HK$100*)，更可获豁免送货服务费#。 元绿会会员请于电话订购时，需提供卡上最后8个数字，方可享有会员优惠。 只接受现金付款。 (全线欢迎使用Visa/Master/JCB/American Express付款) 外卖速递服务需时约45-60分钟(需视乎实际交通情况)。 外卖速递送货范围有限，个别地点需收取额外附加费服务，详情请致电速递外卖热线2889 8889或各分店查询。 #送货服务费为每张单HK$10 *以每张单折扣后结账金额计算 分区速递专线电话表 柴湾、小西湾、 杏花村、筲箕湾、 西湾河 11:00－22:00 (每日) 2898 8238 北角、太古城、 铜锣湾、湾仔、 跑马地、中上环、 中半山 11:00－22:00 (每日) 2892 0181 西营盘、坚尼地城、 西半山、薄扶林、 数码港、置富 11:00－22:00 (每日) 2838 2800 中国香港仔、鸭洲、 黄竹坑、田湾、 寿臣山、华富 11:00－22:00 (每日) 2873 3828 尖沙咀、佐敦、 油麻地、红磡、 土瓜湾、何文田 11:00－22:00 (每日) 2317 0000 旺角、大角咀、 深水、长沙湾、 九龙塘 11:00－22:00 (每日) 2396 7288 黄大仙、慈云山、 钻石山、乐富、 新蒲岗、斧山、 竹园 11:00－22:00 (每日) 2955 9268 九龙城、九龙湾、 牛头角、蓝田、 观塘、油塘 11:00－22:00 (每日) 2383 0830 宝琳、坑口 11:00－22:00 (每日) 2832 6622 调景岭、尚德 11:00－22:00 (每日) 2868 2889 沙田、大围、火炭、 第一城 11:00－22:00 (每日) 2832 9373 荃湾南、葵涌、 美孚、荔枝角 11:00－22:00 (每日) 2940 7009 荃湾北、荃景围、 柴湾角、油柑头、 青衣 11:00－22:00 (每日) 2388 3229 上水、粉岭 11:00－22:00 (每日) 2668 0363 大埔 11:00－22:00 (每日) 2660 8686 屯门、屏山 11:00－22:00 (每日) 2618 6933 天水围全区 11:00－22:00 (每日) 2617 2345 马鞍山、乌溪沙、 大水坑 11:00－22:00 (每日) 2631 6323 元绿寿司速递热线 11:00－22:00 (每日) 2889 8889 元气寿司的餐单 寿司：genkisushi.sg/menu_sushi 手卷和少量寿司：genkisushi.sg/menu_maki 熟食：genkisushi.sg/menu_cook 前菜：genkisushi.sg/menu_appertizer ？身：genkisushi.sg/menu_sashimi 注意：网页是英文和日文，没有中文,参考: me,

在我国的海域用路亚钓钓鱼很难,因为我国可用路亚钓的鱼种很少,不过你可以试一下.我也是鱼者,