seg工程同步分析

Ⅰ 深圳賽格大廈: 施工或出問題，相關單位要擔責嗎

對於這種關乎社會穩定的話題，我們一定要做到，「不傳謠、不信謠！」所謂深圳賽格大廈施工或出現問題，這個謠言已經被相關專家給破解掉了。當然，如果真的有問題，建築是有終身責任制的。

當地的監管部門和專家已經分析出了賽格大廈晃動的原因，結論是賽格大廈本身的主體質量是沒有問題的。所謂晃動不是左右搖擺，而是上下震顫，這種現象和當時的自然條件以及地鐵的環境都有關。

所以，我們作為一個局外人一定要「不信謠，不傳謠」。

Ⅱ 預測區二維地震野外施工概述

4.1.3.1 地震勘探作業依據

本次二維地震勘探嚴格執行了以下標准:

1) 《煤炭煤層氣地震勘探規范》。

2) 《中華人民共和國煤炭行業標准》MT/T897—2000。

3) 中華人民共和國煤炭部1987年頒發實施的《煤炭資源勘探工程測量規程》。

4) 質量管理嚴格按ISO國際標准進行。

5) 嚴格按照《山東省金鄉縣楊集地區礦產預測地震勘探設計》施工。

4.1.3.2 地震勘探試驗

預測區共設計2個試驗點，進行激發和接收因素及最佳觀測范圍調查等項試驗。每個試驗點分別在不同方向的測線上接收。

(1) 試驗內容

試驗點1(S1):位於L30線中部，主要進行井深試驗:採用6m、8m、10m、12m、14m、16m等6種井深試驗，單井激發，葯量為1.5kg。沿L30線大號方向鋪設1200m，即鋪設121道，道距10m，檢波器採用蹲點組合方式，以上內容均採用中點發炮(圖4.2)。

試驗點2(S2):位於Z10線上，主要進行葯量試驗:採用最佳激發井深14m，單井激發，分別採用0.5kg、1.0kg、1.5kg、2.0kg、2.5kg等不同葯量試驗，以確定最佳葯量。沿Z10線方向鋪設1200m，即鋪設121道，道距10m，檢波器採用蹲點組合方式，以上內容均採用中點發炮(圖4.3)。

(2) 試驗工作量

全區總計完成試驗點2個，合計物理點22個。試驗原始記錄按《煤炭煤層氣地震勘探規范》評級，全部合格。

(3) 微測井

為了了解低速帶的速度變化規律，全區共完成2個微測井點，井深24m，采樣間隔1m，摺合物理點 16 個。

圖 4. 2 S1 試驗點不同井深試驗對比

圖 4. 3 S2 試驗點不同葯量試驗對比

( 4) 試驗結論

A. 原始資料特點

1) 本區原始資料信噪比、解析度較高，在原始記錄上一般能清晰地識別出煤層反射波。

2) 主要干擾波為表層低速鬆散層及外界環境引起的面波和高頻隨機噪音。

B. 施工參數分析

根據井深試驗資料分析，激發井深淺於 12m 時面波及炮井干擾較強，井深大於 12m時資料面貌變化不大。圖 4. 2 為 S1 點部分井深 ( 葯量為 1. 5kg) 的監視記錄 ( 6m、8m、10m、12m、14m、16m) 。

從葯量試驗資料可以看出，1. 5kg、2. 0kg 葯量監視記錄變化不大，0. 5kg 葯量監視記錄能量較弱 ( 圖 4. 3 為部分葯量試驗單炮記錄，井深 14m) ，為保證獲得好的監視記錄，本次採用 1. 5kg。

從以上監視記錄可以看出，因本區目的層較深，施工過程中根據需要可以採用大排列接收。

C. 試驗結論

綜合分析試驗點分析，確定如下施工參數: 本次全區統一為井深 14m，TNT 高速成型炸葯激發，葯量 1. 5kg。

4. 1. 3. 3 地震勘探施工方法

( 1) 激發方式

根據本區地表的岩性組合及潛水面的深度，採用單井激發，井深 14m，炸葯採用 TNT高爆速成型炸葯，葯量 1. 5kg。

( 2) 接收條件

4 個 60Hz 數字檢波器 2 串 2 並，60Hz 的檢波器蹲點組合接收。

( 3) 觀測系統

道距 15m，炮距 30m，偏移距 20m + 20m，覆蓋次數 24 次，最大炮檢距 1200 ～1440m，端點發炮，CDP 間隔 5m。

( 4) 儀器因素

儀器型號: 法國 SERCEL 公司產 408UL 數字地震儀。

采樣率: 0. 5ms。

儀器道數: 120 ～144 道。

記錄長度: 2. 0 ～2. 5s。

接收頻帶: 全頻帶接收。

記錄格式: SEG -2 轉 SEG - Y 格式。

記錄密度: 6250BPI。

Ⅲ 我戴爾的筆記本，重啟後一直顯示正在關機，一會又藍屏，怎麼辦重啟前所有鍵盤都不能用了

360可以分析藍屏的原因，然後幫你解決，不過需要連網，應該是驅動的原因，你試試看行不行。

Ⅳ 深圳賽格大廈設計結構圖曝光，其結構圖運用了什麼科學原理

在微博、朋友圈等，深圳華強北賽格大廈的震撼消息刷屏。在SEG工作的8000多人在半小時內被疏散，引起各方關注。此前賽格大廈的結構圖也在網上曝光，這說明賽格大廈的設計是中國結構工程師首次承擔超高層鋼混凝土結構的設計，並榮獲第四屆全國優秀建築結構設計一等獎。

這也是設計師華誼公司面臨的一大挑戰。深圳賽格大廈由高級工程師、著名建築師陳世民設計，獲國家科技進步二等獎。賽格又高又直，像一個飄在空中的袋子。在概念設計的指導和控制下，當年的先進軟體包括tat、SATWE、SAP91。先後採用ETABS對整個結構包括地下室在豎向荷載、風荷載、地震等作用下進行了計算分析，對剪力牆的主要構件逐一進行了計算和自編程序分析校核，最終確定了設計方案。

Ⅳ Integer n=100;//這行代碼,java執行了什麼 int n=100;//n值是放在dataseg ，還是棧本身有沒有引用

1》 public static boolean isOdd(int n) {
return ((n%2)!=0) ? true : false;
}

2》寫的不夠好，歡迎指正

String a = "AABBBCDwEFdGHIiiiiiJK";
List<String> list = new ArrayList<String>();
Map<String,Object> maps = new HashMap<String,Object>();
for(int i=0;i<a.length();i++){
String str = String.valueOf(a.charAt(i));
if(i>0){
String old = list.get(list.size()-1);
if(old.equals(str)){
if(!maps.containsKey(old)){
maps.put(old, 2);
}else{
Integer num = (Integer) maps.get(old);
maps.put(old, num+1);
}

}
}
list.add(str);
}

for(Map.Entry en:maps.entrySet()){
System.out.println(en.getKey() + "==" + en.getValue());
}

3》php：

<?php
echo strrev("Hello World!");
?>

4》：
SELECT AVG(sal) AS v FROM emp WHERE deptno=10 AND job = '工程師'

UPDATE emp SET job = '經理' AND sal=sal+1000 WHERE NAME='JONES'

SELECT job FROM emp WHERE deptno = 10 GROUP BY job

DELETE FROM emp WHERE id = 100512

5》：
java計劃任務吧。

Ⅵ 　SEG/EAEG三維建模工程進展

1988年，法國Nancy大學的J.L.Mallet推出了地質目標的計算機輔助設計（GOCAD）研究計劃，目的是要開發一種新的地質目標計算機輔助設計方法和平台，以適應地質、地球物理和油藏工程的需要。國際勘探地球物理學家協會（SEG）和歐洲勘探地球物理學家協會（EAEG）對這項研究計劃非常重視，在1992年末，成立了SEG/EAEG 3D建模委員會，開展了3D SEG/EAEG建模工程（SEM），在1994～1998年間，該委員會分別發表了三次SEM進展報告和修改報告以及兩篇階段報告。目前GOCAD研究計劃和SEM工程的許多研究成果已經被國外的許多地球物理公司和石油公司使用，國外大型石油公司的地球科學專家預測，以模型為基礎的數據採集、處理和解釋已成為石油勘探技術各環節的紐帶，對自然資源工業的新的變革將起到至關重要的作用。

SEG/EAEG工程目前努力的目標是幫助設計鹽體和上沖斷層的三維模型和在這些模型基礎上的實際三維勘探的建模。考慮到這個工程的重要性和所涉及的范圍，所以常常通過報告來通知全體成員有關它的進展，並結合通知徵求資助。關於SEG/EAEG三維建模工程的第一份報告在SEG/EAEG三維建模委員會進展報告（1994）中和1994年第2期的《First Break》（P.57）中已給出。在SEG開羅會議、斯坦福勘查工程（SEP）和科羅里達礦業學院，波現象會議中心展示了他們的第二份報告成果。本節介紹第二份報告的核心內容。

1.6.1鹽體模型工作進展

SEG/EAEG鹽體模型的第一版本已經建立，並且可通過Internet獲得它的GOCAD格式。這個版本主要描述岩體模型的結構組件，在X和Y方向上為9000ft，Z方向上為24000ft，圖1.6顯示岩體模型主要組成部分的三維可視化結果。

圖1.6鹽丘模型（F.Aminzadeh等，1994）

鹽體周圍的速度是典型的墨西哥灣沉積岩速度，它通過基於k-V0（k值的空間變化）曲線上的緻密梯度線和一個地壓力面來描述。然而，由於所使用的有限差分軟體和可用計算機資源的局限性，用一個常密度來約束鹽體模型。這個常密度假設和簡單的速度梯度導致在鹽體周圍的沉積岩中沒有地震反射。圖1.7表示的是目前正在通過二維有限差分建模來研究的能夠產生反射的兩種速度模型，第一種技術（「尖脈沖」技術）使每層邊界最近處的有限差分網路單元的速度增加了百分之幾，第二種技術（「塊」技術）交替地先增加然後減小模型中相連結各層的k-V₀函數中的速度，因為這兩種技術都能改變模型的地震響應，使用價值二維有限差分建模測試就正演合成的地震響應和計算代價來說這兩種方法哪一個更合適。使用「尖脈沖」技術，已經獲得鹽體模型的二維橫截面的初步效果。從這些初步結果來看，似乎說明「尖脈沖」技術更合適，當然，還需要更多的測試。

圖1.7鹽丘模型速度（F.Aminzadeh等，1994）

同時，一個使用「尖脈沖」技術的三維速度網已經產生並被提供給國家試驗室（the National Labs）用來測試三維有限差分軟體。

另一個廣泛研究的領域是怎樣利用美國能源部提供的資源在鹽體模型上實現三維有限差分模擬。初步估計這所需要的計算資源遠超過目前的預算，由於這個原因，決定使X、Y、Z方向上的模型尺寸減半。這樣，總的尺寸減小8個因子。另外，記錄時間減少2倍。炮點的數目減少4倍，總的計算量節省64倍。與模型邊界有關的速度和結構保持不變。尺寸的減小使計算限制在速度網格範圍內，速度網格的確定有一定的考慮，如果太小，計算量增加；如果太大，地震子波的中心頻率減小，將導致鹽體的具體細節特徵不可見。目前使用的速度網格大小為80ft，期望得到大約15Hz的中心頻率。另一個正在研究的問題是，使用推薦的二維有限差分模擬運算元時，如何選擇運算元的次數。

除二維有限差分測試外，正在為產生三維零相位差分模擬作準備，許多現象諸如孔隙（光圈）、照明度、解析度、陰影區域等問題將通過三維零相位模擬來確定。

分析了幾個針對鹽體模型的三維採集方案。當然關鍵問題是用減少炮點數來減少預算投資，將接收點的數目減少到與數據存取可接受的水平。所有這些必須實現，同時仍然要保證數據結果的質量。

1.6.2逆掩斷層模型工作報告

地質模型。逆掩斷層模型描述了一個不整合於早期延伸裂縫序列之上的復雜上沖地層，這個三維逆沖結構體已經從二維對稱平衡剖面上構造而成。它表現為兩個相交的上沖斷層加上一個附加的橫向上逐漸消失的隱蔽沖斷層，逆掩斷層及底部的一些斷層已經被利物浦大學的斷層分析組確證。需要指出的是這個模型包括了各種復雜情況：中央一個沖斷背斜，外部單斜褶皺和平台區域。逆掩斷層（上沖斷層）的頂部被風化，並被沉積物表層所覆蓋，管道和展開在透鏡體上的裂隙在一些層中出現，層的總數為17，模型的尺寸20km×20km×4km，三維表面模型已用GOCAD軟體建立並以GOCAD格式存貯。層面模型用邊長25m的立方體組成的規則網格表示，每個單元用該單元中心點的層位標記，以生成標記體網，圖1.8表示了一個網格化模型的子域，模型中兩相交的斷層和它上部的通道清晰可見。

圖1.8超覆構造模型（F.Aminzadeh等，1994）

地震速度選取。速度場的定義是將模型用於實際的關鍵，使用逆掩斷層模型的目標在於研究當前不同類型的復雜情況下速度估計問題，例如在地下深400m的淺部重要速度變化和復雜部位橫向上的重要速度變化。由於事先是很難判斷一個給定的復雜速度場是否合理，因此速度的選擇實際上是一個迭代過程，每次循環都包括了由地質工作者定義的三維速度，並由此產生一個模型傾向上二維炮點的全排列及其處理。每層都給定一個與岩性和深度有關的速度，對大多數層位來說，存在范圍在2500m·s^-1到6000m·s^-1的常速度的規律。此外，對表層和另外三層引入垂向和橫向速度不均勻性：在表層中，速度橫向上在1900m·s^-1到3100m·s^-1之間變化，相應的長度約為1km，結果造成信號的視周期序列的結構假象（在時間剖面中），在其他三個非均質層中，相應的長度是好幾千米。對於這體網格化來說，兩均勻同質層之間的界面的幾何形態是通過一個由等於離散體網格跨距組成的不規則面來近似的，當這個網格間距約為波長的十分之一時，將導致離散界面的每一步產生繞射。理想情況下，需要對與兩層之間的界面相交的那些單元進行計算，得到一個加權速度，實際所採用的方法是對模型的離散用偏移網格坐標軸來完成，用一個運算元長度大約是50m的去假頻濾波器來給出最終的速度網格。

數值參數的確定。逆掩斷層模型的數值參數在二維中通過收斂測試來確定，在三維空間實際上是通過取自於逆掩斷層模型的垂直速度剖面構築而成的水平層狀介質來確定的。利用於軸對稱介質的比較演算法，對結果進行比較，選擇中心頻率等於15Hz的雷克源，空間域十階，時間域二階，時間間隔1ms，空間間隔25m，這組參數得到的結果似乎可滿足要求。如果我們考慮對10km×10km×4km大小的子域進行一次炮點模擬（中間放炮）並且記錄延遲3秒的地震波曲線（這足夠記錄炮檢距為4km的反射），在一個每秒10億次浮點操作的超級向量計算機上應用這個參數集有以下性能：對330M內存來說，每個三維炮點需運算70min，這個估計已經在實際三維模擬中證實（見圖1.9的地震曲線圖）。

圖1.9超覆模型（F.Aminzadeh等，1994）

模擬中的主要階段。鑒於數值計算的規模，必須把地震建模分成不同的階段。在美國國家實驗室的幫助下，前兩個階段在1994年完成，隨著第一階段結果的成功評估接著進行下階段的工作。第一階段的目的是檢查模型與客觀物體的相關性及研究傾向方向上合適的炮間距。研究的關鍵問題是三維效果和由於淺部速度變化而產生的失真問題。這階段相當於在y=11300m處位於模型的復雜區域的傾向上（即x方向）獲得一條線的炮點排列，建議記錄240個炮點，這些點沿著這個區域面以炮點間距50m排列，波源的中心頻率是15Hz（雷克子波），地震波場在一個子域內x和y方向上都是50m間隔的網格面上的每個網格點上以三維方式記錄下來，這個子域相應的有一個最大4000m的炮檢距。另外，一對深井VSP結果沿著這個剖面記錄下來，15個炮點被定位在一個井中用來模擬一個相反的三維雜訊監測（walk-away）。在1994年7月底完成綜合結果。國家試驗室和IFP各自計算一半的炮點，這個階段的總的存貯需要估計是21GB。這是基於一個采樣率為4ms的3s記錄來估計的，最終也可能使用一個8ms的采樣率。如使用4ms的采樣率和單浮點存貯（32位），每道相應為3.1kb；總共將有670萬道。第二階段建議記錄一個441個炮點的初始三維測量，這些炮點在一個12km的x和y方向間隔為600m規則網上擊發，每個炮點由一個小的規則檢波器網記錄，記錄區域是以炮點位置為中心的8km×8km的正方形，x方向和y方向的間隔是50m（每炮點160×160道）。這完整的疊加將等於49（7×7），總的存貯量估計是35GB（10.3兆道）。數據集的目的首先是為了獲得三維疊後量和測試疊前偏移軟體（炮點道集偏移），然而，由於沒有邊緣效應影響區域僅是8km×8km，這個數據集仍然是非常有限的，並且炮間距太大而不能有效測試大多數處理軟體。

1.6.3計算技術和演算法工作進展

美國國家試驗室的一個主要的研發努力是實現IFP三維反餘弦波傳播代碼的並行版本。第一個通過IFP順序代碼獲得來作為參考；第二個由SANDLA實驗室使用Paragon產生，兩圖形很相似。隨著時間的增加，差值減小，差的極值處與地震記錄的極值相對應。例如，用時間和值表示在圖形上的地震記錄的最高幅值，最大差值也出現在同樣時間並且相對誤差小於0.0001。它們可通過在不同平台上的演算法表示的差異來解釋：一種是IBM的表示方法，另一種是IEEE的表示方法。結論是數據集的生成接近初始模型。

Ⅶ seg這個血液化驗項目的中文名稱是什麼

你好，血液檢查中INR是指國際標准化比值，是凝血功能中的一項指標。。。

Ⅷ 拓詞數據同步不了怎麼辦，網路正常

傳輸控制協議（Transmission Control Protocol, TCP）

TCP協議主為了在主機間實現高可靠性的包交換傳輸協議。本文將描述協議標准和實現的一些方法。因為計算機網路在現代社會中已經是不可缺少的了，TCP協議主要在網路不可靠的時候完成通信，對軍方可能特別有用，但是對於政府和商用部門也適用。TCP是面向連接的端到端的可靠協議。它支持多種網路應用程序。TCP對下層服務沒有多少要求，它假定下層只能提供不可靠的數據報服務，它可以在多種硬體構成的網路上運行。下面的圖是TCP在層次式結構中的位置，它的下層是IP協議，TCP可以根據IP協議提供的服務傳送大小不定的數據，IP協議負責對數據進行分段，重組，在多種網路中傳送。

TCP的上面就是應用程序，下面是IP協議，上層介麵包括一系列類似於操作系統中斷的調用。對於上層應用程序來說，TCP應該能夠非同步傳送數據。下層介面我們假定為IP協議介面。為了在並不可靠的網路上實現面向連接的可靠的傳送數據，TCP必須解決可靠性，流量控制的問題，必須能夠為上層應用程序提供多個介面，同時為多個應用程序提供數據，同時TCP必須解決連接問題，這樣TCP才能稱得上是面向連接的，最後，TCP也必須能夠解決通信安全性的問題。

網路環境包括由網關（或其它設備）連接的網路，網路可以是區域網也可以是一些城域網或廣域網，但無論它們是什麼，它們必須是基於包交換的。主機上不同的協議有不同的埠號，一對進程通過這個埠號進行通信。這個通信不包括計算機內的I/O操作，只包括在網路上進行的操作。網路上的計算機被看作包傳送的源和目的結點。特別應該注意的是：計算機中的不同進程可能同時進行通信，這時它們會用埠號進行區別，不會把發向A進程的數據由B進程接收的。

進程為了傳送數據會調用TCP，將數據和相應的參數傳送給TCP，於是TCP會將數據傳送到目的TCP那裡，當然這是通過將TCP包打包在IP包內在網路上傳送達到的。接收方TCP在接收到數據後會通信上層應用程序，TCP會保證接收數據順序的正確性。雖然下層協議可能不會保證順序是正確的。這里需要說明的是網關在接收到這個包後，會將包解開，看看是不是已經到目的地了，如果沒有到，應該走什麼路由達到目的地，在決定後，網關會根據下一個網路內的協議情況再次將TCP包打包傳送，如果需要，還要把這個包再次分成幾段再傳送。這個落地檢查的過程是一個耗時的過程。從上面，我們可以看出TCP傳送的基本過程，當然具體過程可能要復雜得多。

在實現TCP的主機上，TCP可以被看成是一個模塊，和文件系統區別不大，TCP也可以調用一些操作系統的功能，TCP不直接和網路打交道，控制網路的任務由專門的設備驅動模塊完成。TCP只是調用IP介面，IP向TCP提供所有TCP需要的服務。通過下圖我們可以更清楚地看到TCP協議的結構。

上面已經說過了，TCP連接是可靠的，而且保證了傳送數據包的順序，保證順序是用一個序號來保證的。響應包內也包括一個序列號，表示接收方准備好這個序號的包。在TCP傳送一個數據包時，它同時把這個數據包放入重發隊列中，同時啟動記數器，如果收到了關於這個包的確認信息，將此包從隊列中刪除，如果計時超時則需要重新發送此包。請注意，從TCP返回的確認信息並不保證最終接收者接收到數據，這個責任由接收方負責。

每個用於傳送TCP的通道都有一個埠標記，因為這個標記是由每個TCP終端確定的，因此TCP可能不唯一，為了保證這個數值的唯一，要使用網路地址和埠號的組合達到唯一標識的目的，我們稱這個為了套接字（Socket），一個連接由連接兩端的套接字標識，本地的套接字可能和不同的外部套接字通信，這種通信是全雙工的。

通過向本地埠發送OPEN命令及外部套接字參數建立連接，TCP返回一個標記這個連接的名稱，以後如果用戶需要使用這個名稱標記這個連接。為了保存這個連接的信息，我們假設有一個稱為傳輸控制塊（Transmission Control Block，TCB）的東西來保存。OPEN命令還指定這個連接的建立是主動請求還是被動等待請求。下面我們要涉及具體的功能了，TCP段以internet數據報的形式傳送。IP包頭傳送不同的信息域，包括源地址和目的地址。TCP頭跟在internet包頭後面，提供了一些專用於TCP協議的信息。下圖是TCP包頭格式圖：

源埠：16位；

目的埠：16位

序列碼：32位，當SYN出現，序列碼實際上是初始序列碼（ISN），而第一個數據位元組是ISN+1；

確認碼：32位，如果設置了ACK控制位，這個值表示一個准備接收的包的序列碼；

數據偏移量：4位，指示何處數據開始；

保留：6位，這些位必須是0；

控制位：6位；

窗口：16位；

校驗位：16位；

優先指針：16位，指向後面是優先數據的位元組；

選項：長度不定；但長度必須以位元組記；選項的具體內容我們結合具體命令來看；

填充：不定長，填充的內容必須為0，它是為了保證包頭的結合和數據的開始處偏移量能夠被32整除；

我們前面已經說過有一個TCB的東西了，TCB里有存儲了包括發送方，接收方的套接字，用戶的發送和接收的緩沖區指針等變數。除了這些還有一些變數和發送接收序列號有關：

發送序列變數

SND.UNA - 發送未確認

SND.NXT - 發送下一個

SND.WND - 發送窗口

SND.UP - 發送優先指針

SND.WL1 - 用於最後窗口更新的段序列號

SND.WL2 - 用於最後窗口更新的段確認號

ISS - 初始發送序列號

接收序列號

RCV.NXT - 接收下一個

RCV.WND - 接收下一個

RCV.UP - 接收優先指針

IRS - 初始接收序列號

下圖會幫助您了解發送序列變數間的關系：

當前段變數

SEG.SEQ - 段序列號

SEG.ACK - 段確認標記

SEG.LEN - 段長

SEG.WND - 段窗口

SEG.UP - 段緊急指針

SEG.PRC - 段優先順序

連接進程是通過一系列狀態表示的，這些狀態有：LISTEN，SYN-SENT，SYN-RECEIVED，ESTABLISHED，FIN-WAIT-1，FIN-WAIT-2，CLOSE-WAIT，CLOSING，LAST-ACK，TIME-WAIT和 CLOSED。CLOSED表示沒有連接，各個狀態的意義如下：

LISTEN - 偵聽來自遠方TCP埠的連接請求；

SYN-SENT - 在發送連接請求後等待匹配的連接請求；

SYN-RECEIVED - 在收到和發送一個連接請求後等待對連接請求的確認；

ESTABLISHED - 代表一個打開的連接，數據可以傳送給用戶；

FIN-WAIT-1 - 等待遠程TCP的連接中斷請求，或先前的連接中斷請求的確認；

FIN-WAIT-2 - 從遠程TCP等待連接中斷請求；

CLOSE-WAIT - 等待從本地用戶發來的連接中斷請求；

CLOSING - 等待遠程TCP對連接中斷的確認；

LAST-ACK - 等待原來發向遠程TCP的連接中斷請求的確認；

TIME-WAIT - 等待足夠的時間以確保遠程TCP接收到連接中斷請求的確認；

CLOSED - 沒有任何連接狀態；

TCP連接過程是狀態的轉換，促使發生狀態轉換的是用戶調用：OPEN，SEND，RECEIVE，CLOSE，ABORT和STATUS；傳送過來的數據段，特別那些包括以下標記的數據段SYN，ACK，RST和FIN；還有超時，上面所說的都會時TCP狀態發生變化。

下面的圖表示了TCP狀態的轉換，但這圖中沒有包括錯誤的情況和錯誤處理，不要把這幅圖看成是總說明了。

3.3. 序列號

請注意，我們在TCP連接中發送的位元組都有一個序列號。因為編了號，所以可以確認它們的收到。對序列號的確認是累積性的，也就是說，如果用戶收到對X的確認信息，這表示在X以前的數據（不包括X）都收到了。在每個段中位元組是這樣安排的：第一個位元組在包頭後面，按這個順序排列。我們需要認記實際的序列空間是有限的，雖然很大，但是還是有限的，它的范圍是0到2的32次方減1。我想熟悉編程的一定知道為什麼要在計算兩個段是不是相繼的時候要使用2的32次方為模了。TCP必須進行的序列號比較操作種類包括以下幾種：

(a) 決定一些發送了的但未確認的序列號；

(b) 決定所有的序列號都已經收到了；

(c) 決定下一個段中應該包括的序列號。

對於發送的數據TCP要接收確認，處理確認時必須進行下面的比較操作：

SND.UNA = 最老的確認了的序列號；

SND.NXT = 下一個要發送的序列號；

SEG.ACK = 接收TCP的確認，接收TCP期待的下一個序列號；

SEG.SEQ = 一個數據段的第一個序列號；

SEG.LEN = 數據段中包括的位元組數；

SEG.SEQ+SEG.LEN-1 = 數據段的最後一個序列號。

請注意下面的關系：

SND.UNA < SEG.ACK =< SND.NXT

如果一個數據段的序列號小於等於確認號的值，那麼整個數據段就被確認了。而在接收數據時下面的比較操作是必須的：

RCV.NXT = 期待的序列號和接收窗口的最低沿；

RCV.NXT+RCV.WND-1 = 最後一個序列號和接收窗口的最高沿；

SEG.SEQ = 接收到的第一個序列號；

SEG.SEQ+SEG.LEN-1 = 接收到的最後一個序列號；

上面幾個量有如下關系：

RCV.NXT =< SEG.SEQ < RCV.NXT+RCV.WND 或 RCV.NXT =< SEG.SEQ+SEG.LEN-1 < RCV.NXT+RCV.WND

測試的第一部分是檢查數據段的開始部分是否在接收窗口中，第二部分是檢查數據段的結束部分是否也在接收窗口內；上面兩個檢查通過任何一個就說明它包括窗口要求的數據。實際中的情況會更復雜一些，因為有零窗口和零數據段長，因此我們有下面四種情況：

段長度
接收窗口
測試

0
0
SEG.SEQ = RCV.NXT

0
>0
RCV.NXT =< SEG.SEQ < RCV.NXT+RCV.WND

>0
0
不可接受

>0
>0
RCV.NXT =< SEG.SEQ < RCV.NXT+RCV.WND或RCV.NXT =< SEG.SEQ+SEG.LEN-1 < RCV.NXT+RCV.WND

請注意接收窗口的大小可以為零，在窗口為零時它只用來接收ACK信息，因此對於一個TCP來說，它可以使用零大小窗口在發送數據的同時接收數據。即使接收窗口的大小為零，TCP必須處理所有接收到信息的RST和URG域。

我們也應用計數的方式保護了一些特定的控制信息，這是通過隱式地使用一些控制標記使數據段能夠可靠地重新發送（或確認）為達到的。控制信息並不在段數據空間中傳送，因此，我們必須採用隱式指定序列號進行控制。SYN和FIN是需要保護的控制量，這兩個控制量也只在連接打開和關閉時使用。SYN被認為是在第一個實際數據之間的數據，而FIN是最後一個實際數據之後的數據。段長度（SEG.LEN）包括數據和序列號空間，如果出現了SYN，那麼SEG.SEQ是SYN的序列號。

初始序列號選擇

協議對於特定連接被重復使用沒有什麼限制。連接是由一對套接字定義的。新的連接實例被定義為連接的另一次恢復，這就帶來了問題：TCP如果確定多個數據段是從以前連接的另一次恢復中取得的呢？這個問題在連接迅速打開和關閉，或因為內存原因被關閉然後又迅速建立後顯示特別突出。

為了避免混亂，用戶必須避免因此恢復使用某一連接，而使序列號發生混亂。我們必須保證序列號的正確性，即使TCP失敗，根本不知道以前的序列號是什麼的情況下也要保證序列號的正確性。當新的連接被創建時，產生一個新的初始序列號（ISN）產生子，它用來選擇一個新的32位ISN。產生子和32位時鍾的低度位位元組相關，低位位元組的刷新頻率大概是4微秒，因此ISN的循環時間大概是4.55小時。因此我們把網路包的最長生存時間（MSL）小於4.55小時，因此我們可以認為ISN是唯一的。對於每個連接都有發送序列號和接收序列號，初始發送序列號（ISS）由發送TCP選擇，而初始接收序列號是在連接建立過程中產生的。

對於將要連接或初始化的連接，兩個TCP必須和對方的初始序列號同步。這通過交換一個控制位SYN和初始序列號完成。我們把帶有SYN的數據段稱為"SYNs"。同步的獲得過程這里就不重復了，每方必須發送自己的序列號並返回對對方序列號的確認。

1) A --> B SYN 本方序列號是X

2) A <-- B ACK 本方序列號被確認

3) A <-- B SYN 對方序列號是Y

4) A --> B ACK 確認對方序列號

上面的第2步和第3步可以合並，這時可以成為3階段，所以我們可以稱它為三消息握手。這個過程是必須的，因為序列號不和全局時鍾關聯，TCP也可以有不同的機制選擇ISN。接收到第一個SYN的接收方不可能知道這個數據段是不是被延時，除非它記住了在連接上使用的最近的序列號（這通常是不可能的），因此它必須要求發送者確認。

為了保證TCP獲得的確認是剛才發送的段產生的，而不是仍然在網路中的老數據段產生的，因此TCP必須在MSL時間之內保持沉默。在本文中，我們假設MSL=2小時，這是出於工程的需要，如果用戶覺得可以，他可以改變MSL。請注意如果TCP重新初始化，而內存中的序列號正在使用，不需要等待，但必須確認使用的序列號比當前使用的要大。

如果一台主機在未保留任何序列號的情況下失敗，那麼它應該在MSL時間之內不發出任何數據段。下面將會這一情況進行說明。TCP的實現可以不遵守這個規定，但是這會造成老數據被當成新數據接收，而新數據被當成老數據拒絕的情況。

每當數據段形成並進入輸出隊列，TCP會為它指定序列空間中的一個值。TCP中多復本檢測和序列演算法都依賴於這個地址空間，在對方發送或接收之前不會超過2的32次方個包存在於輸出隊列中。所有多餘的數據段都會被刪除。如果沒有這個規定，會出現多個數據段被指定同一個序列號的情況，會造成混亂。數據段中序列號的多少和數據段中的位元組數一樣多。

在通常情況下，TCP保留下一個要發送的序列號和還未確認的最老的序列號，不要在沒有確認的時候就再次使用，這樣會有些風險，也正是因為這樣的目的，所以序列空間很大。對於2M的網路，要4.5小時來耗盡序列空間，因為一個數據段可能的最大生存時間也不過十幾分之一秒，這就留下了足夠的空間；而在100M的網路上需要5.4分鍾，雖然少了點，但也可以了。

如果在實現TCP時沒有為保存序列號留下空間，那清除多餘的包可能就不能實現了，因此推薦這種類型的TCP實現最好在失敗後等待MSL時間，這樣保證多餘的包被刪除。這種情況有時候也可能會出現在保留序列號的TCP實現中。如果TCP在選擇一個另一個TCP連接正在使用的序列號時，這台主機突然失敗了，這就產生了問題。這個問題的實質在於主機不知道它失敗了多久，也不知道多餘的復本是不是還在網路中。

處理這種問題的方法是等待MSL時間，如果不這樣就要冒著對方錯誤接收數據的危險，要等待的時間也就稱為「沉默時間」。實現者可以讓用戶選擇是不是等待，但是無論用戶如何也不見得非要等待MSL時間。

3.4. 建立一個連接

建立連接應用的是三消息握手。如果雙方同時都發送SYN也沒有關系，雙方會發現這個SYN中沒有確認，於是就知道了這種情況，通常來說，應該發送一個"reset"段來解決這種情況。三消息握手減少了連接失敗的可能性。下面就是一個例子，在尖括弧是的就是數據段中的內容和標記。其它的就不多說了。

在第2行，TCP A發送SYN初始化序列號，表示它要使用序列號100；第3行中，TCP B給出確認，並且期待著A的帶有序列號101的數據段；第4行，TCP A給出確認，而在第5行，它也給出確認，並發送了一些數據，注意第4行的序列號與第5號的一樣，因為ACK信息不佔用序列號空間內的序列號。同時產生請求的情況如下圖所示，只復雜一點。

使用三消息握手的主要原因是為了防止使用過期的數據段。為了這個目的，必須引入新的控制消息，RESET。如果接收TCP處理非同步狀態，在接收到RESET後返回到LISTEN狀態。如果TCP處理下面幾種狀態ESTABLISHED，FIN-WAIT-1，FIN-WAIT-2，CLOSE-WAIT，CLOSING，LAST-ACK，TIME-WAIT時，放棄連接並通過用戶。我們下面就詳細說明後一種情況。

通過上面的例子，我們可以看出TCP連接是如何從過期數據段的干擾下恢復的。請注意第4行和第5行中的RST（RESET信號）。

半開連接和其它非正常狀態

如果一方在未通過另一方的情況下關閉連接，或雙方雖然失敗而不同步的情況我們稱為半開連接狀態。在一方試圖發送數據時連接會自動RESET。然而這種情況畢竟屬於不正常情況。應該做出相應的處理。如果A處的連接已經關閉，B處並不知道。當B希望發送數據到A時，就會收到RESET信號，表示這個TCP連接有誤，要中止當前連接。

假設A和B兩個進程相互通信的時候A的TCP發生了失敗，A依靠操作系統支持TCP的存在，通常這種情況下會有恢復機制起作用，當TCP重新恢復的時候，A可能希望從恢復點開始工作。這樣A可能會試圖OPEN連接，然後在這個它認為還是打開的連接上傳送數據，這時A會從本地（也就是A的）TCP上獲得錯誤消息「未打開連接」。A的TCP將發送包括SYN的數據段。下面的例子將顯示這一過程：

上面這個例子中，A方收到的信息並沒有確認任何東西，這時候A發現出了問題，於是發送了RST控制信息。另一種情況是發生在A失敗，而B方仍然試圖發送數據時，下面的例子可以表示這種情況，請注意第2行中A對B發送來的信息不知所雲。

在下面的例子中，A方和B方進行的被動連接，它們都在等待SYN信息。過期的包傳送到B方使B回應了，而收到回應的A卻發現不對頭，傳送RST控制信息，B方返回被動LISTEN狀態。

現實中的情況太多了，我們列舉一些產生RST控制信息的規則如下：通常情況下，RST在收到的信息不是期待的信息時產生。如果在不能確定時不要輕易發送RST控制信息。下面有三類情況：

如果連接已經不存在，而發送來的消息又不是RST，那麼要返回RST。如果想拒絕對不存在的連接進行SYN，可以使用這種辦法。如果到達的信息有一個ACK域，返回的RST信息可以從ACK域中取得序列號，如果沒有這個域，就把RST的序列號設置為0，ACK域被設備為序列號和到達段長度之和。連接仍然處於CLOSE狀態。

如果連接處於非同步狀態（LISTEN，SYN-SENT，SYN-RECEIVED），而且收到的確認是對未發出包的確認或是接收到數據段的安全級別與不能連接要求的相一一致時，就發送RST。如果SYN未被確認時，而且收到的數據段的優先順序比要求的優先順序要高，那麼要麼提高本地優先順序（得事先徵得用戶和系統的許可）要麼發送RST；如果接收數據段的優先順序比要求的優先順序低，就算是匹配了，當然如果對方發現優先順序不對提高了優先順序，在下一個包中提高了優先順序，這就不算是匹配了。如果連接已經進入SYN，那麼接收到數據段的優先順序必須和本地優先順序一樣，否則發送RST。如果到達的信息有一個ACK域，返回的RST信息可以從ACK域中取得序列號，如果沒有這個域，就把RST的序列號設置為0，ACK域被設備為序列號和到達段長度之和。連接仍然處於與原來相同的狀態。

如果連接處於同步狀態（ESTABLISHED，FIN-WAIT-1，FIN-WAIT-2，CLOSE-WAIT，CLOSING，LAST-ACK，TIME-WAIT），任何超出接收窗口的序列號的數據段都產生如下結果：發出一個空確認數據段，此段中包括當前發送序列號，另外還包括一個確認指出希望接收的下一個數據段的序列號，連接仍然保存在原來的狀態。如果因為安全級，優先順序之類的問題，那就發送RST信號然後進入CLOSED狀態。

Ⅸ 中國石油大學有哪些教授的課是必須要去蹭的

作為一個即將踏入大三的老學姐，讓我來解答一下哪些教授的課是必須去蹭的吧。

第一個當然是我們冷凌老師的《刑法概論》了，這門課，我選了兩年了都沒選上，可見老師的魅力了，當你在選課開始一個小時後，你就會發現冷凌老師的課已經被選完了。

冷凌老師主講課程是刑法學，犯罪學等，當然我們冷老師獲得過很多獎項，比如2006年青島市社科成果二等獎；2006年東營市社科成果二等獎；2007年山東省社科成果三等獎；2013年東營市社科成果二等獎；學校思想政治教育優秀論文三等獎；多次被評為山東省大學生社會實踐優秀指導教師、大學生課外科技活動優秀指導教師、大學生科技文化活動優秀指導教師、社團活動十佳指導教師等；校級優秀班主任等榮譽，所以強烈推薦她的課。