Oct
31
一个蛋疼的服务：向某个端口提供shell服务。
基本流程是这样的：python虚拟一个终端，载入了一个bash；然后呢，监听某个端口，连上该端口的客户端的输入当作bash的输入，将bash的输出返回给该客户端。当客户端断开的时候，bash继续运行，等待下一个客户端。
之所以倒腾出这么个东西，主要是突然想写个php在一个session里面完成一系列任务（甚至su成另外一个用户），但是system之类的函数就很难搞。基本上就是没用的东西。
基本流程是这样的：python虚拟一个终端，载入了一个bash；然后呢，监听某个端口，连上该端口的客户端的输入当作bash的输入，将bash的输出返回给该客户端。当客户端断开的时候，bash继续运行，等待下一个客户端。
之所以倒腾出这么个东西，主要是突然想写个php在一个session里面完成一系列任务（甚至su成另外一个用户），但是system之类的函数就很难搞。基本上就是没用的东西。
#!/usr/bin/python
import socket
import os
import thread
import pty
tty = open("/dev/tty", "w")
shell_input_reader, shell_input_writer = os.pipe()
shell_output_reader, shell_output_writer = os.pipe()
def sheller(arg):
global shell, shell_input_reader, shell_output_writer
os.dup2(shell_input_reader, 0)
os.dup2(shell_output_writer, 1)
os.dup2(shell_output_writer, 2)
while True:
pty.spawn('/bin/bash')
def shell_to_sock(conn):
global shell_output_reader
while True:
try:
conn.send(os.read(shell_output_reader, 1024))
except:
break
sock = socket.socket(socket.AF_INET, socket.SOCK_STREAM)
sock.setsockopt(socket.SOL_SOCKET, socket.SO_REUSEADDR, 1)
sock.bind(('127.0.0.1', 4698)) #如果希望这个服务对其他机器开放的话，那就把这个ip改成0.0.0.0或者外网的ip
sock.listen(5)
thread.start_new_thread(sheller, (1,))
while True:
conn, addr = sock.accept()
print >>tty, "%s:%d connected" % (addr[0], addr[1])
thread.start_new_thread(shell_to_sock, (conn, ))
while True:
try:
buf = conn.recv(1024)
if not buf:
break
print >>tty, "[%s]" % buf.strip()
os.write(shell_input_writer, buf)
except:
break
conn.close()
import socket
import os
import thread
import pty
tty = open("/dev/tty", "w")
shell_input_reader, shell_input_writer = os.pipe()
shell_output_reader, shell_output_writer = os.pipe()
def sheller(arg):
global shell, shell_input_reader, shell_output_writer
os.dup2(shell_input_reader, 0)
os.dup2(shell_output_writer, 1)
os.dup2(shell_output_writer, 2)
while True:
pty.spawn('/bin/bash')
def shell_to_sock(conn):
global shell_output_reader
while True:
try:
conn.send(os.read(shell_output_reader, 1024))
except:
break
sock = socket.socket(socket.AF_INET, socket.SOCK_STREAM)
sock.setsockopt(socket.SOL_SOCKET, socket.SO_REUSEADDR, 1)
sock.bind(('127.0.0.1', 4698)) #如果希望这个服务对其他机器开放的话，那就把这个ip改成0.0.0.0或者外网的ip
sock.listen(5)
thread.start_new_thread(sheller, (1,))
while True:
conn, addr = sock.accept()
print >>tty, "%s:%d connected" % (addr[0], addr[1])
thread.start_new_thread(shell_to_sock, (conn, ))
while True:
try:
buf = conn.recv(1024)
if not buf:
break
print >>tty, "[%s]" % buf.strip()
os.write(shell_input_writer, buf)
except:
break
conn.close()
Oct
28
ppt中保存的默认是原始照片；可以把照片另存，但是保存的图片实际上是压缩过后的图片，而且EXIF信息也丢失了；另存为pptx再改成zip，发现效果相同。为了找回最原始的照片，可以将其另存为xml格式，然后再写程序将其中的图片信息提取出来。
xml格式中图片的信息大致是这样存储的:
写了个简单的python脚本来完成：
xml格式中图片的信息大致是这样存储的:
引用
<pkg:part pkg:name="/ppt/media/image5.jpeg" pkg:contentType="image/jpeg" pkg:compression="store"><pkg:binaryData> [[base64 encoded data]] </pkg:binaryData></pkg:part>
写了个简单的python脚本来完成：
import re
import base64
import os
x = open("1.xml", "r")
str = x.read()
r = re.compile(r'<pkg:part pkg:name="[^"]*\/([^"]*)".*?>\s*<pkg:binaryData>((.|\n)*?)<\/pkg:binaryData>', re.S)
m = re.findall(r, str)
os.system("mkdir files")
for i in m:
print "write %s" % i[0]
f = open("./files/" + i[0], "wb");
f.write(base64.b64decode(i[1]))
import base64
import os
x = open("1.xml", "r")
str = x.read()
r = re.compile(r'<pkg:part pkg:name="[^"]*\/([^"]*)".*?>\s*<pkg:binaryData>((.|\n)*?)<\/pkg:binaryData>', re.S)
m = re.findall(r, str)
os.system("mkdir files")
for i in m:
print "write %s" % i[0]
f = open("./files/" + i[0], "wb");
f.write(base64.b64decode(i[1]))
Oct
27
每天备份一次数据库；删除5天之前的备份；每逢周一将备份好的数据库发送到邮箱。
p.s. uuencode是sharutils这个软件包里面的。yum或者apt-get都可以直接安装。
#!/bin/bash
dbhost=127.0.0.1
dbuser=user
dbpass=pass
dbname=dbname
dir=~/backupdir/
fname=$dir/db_`date +%Y-%m-%d`.sql
fname1=$dir/db_`date +%Y-%m-%d -d "5 days ago"`.sql.bz2
mysqldump -h $dbhost -u $dbuser -p$dbpass --databases $dbname > $fname
bzip2 $fname
rm -rf $fname1
day=`date +%A`
fname=$fname.bz2
if [ $day == "Monday" ]; then
uuencode $fname `basename $fname` | mail -t some@gmail.com -s "[`date +%Y-%m-%d`] Database Backup"
fi
dbhost=127.0.0.1
dbuser=user
dbpass=pass
dbname=dbname
dir=~/backupdir/
fname=$dir/db_`date +%Y-%m-%d`.sql
fname1=$dir/db_`date +%Y-%m-%d -d "5 days ago"`.sql.bz2
mysqldump -h $dbhost -u $dbuser -p$dbpass --databases $dbname > $fname
bzip2 $fname
rm -rf $fname1
day=`date +%A`
fname=$fname.bz2
if [ $day == "Monday" ]; then
uuencode $fname `basename $fname` | mail -t some@gmail.com -s "[`date +%Y-%m-%d`] Database Backup"
fi
p.s. uuencode是sharutils这个软件包里面的。yum或者apt-get都可以直接安装。
Oct
23
选项->设置->压缩->创建默认配置
[常规]
~压缩文件格式：
zip (方便分享，windows默认支持)
~压缩方式：
较好
[文件]
~ 要排除的文件：
*\Thumbs.db
~ 不压缩直接存储的文件
*.jpg *.jpeg *.png *.avi *.wmv *.rmvb *.rm *.gif *.mp4 *.mkv *.zip *.rar *.gz *.bz2 *.mp3 *.wma
[常规]
~压缩文件格式：
zip (方便分享，windows默认支持)
~压缩方式：
较好
[文件]
~ 要排除的文件：
*\Thumbs.db
~ 不压缩直接存储的文件
*.jpg *.jpeg *.png *.avi *.wmv *.rmvb *.rm *.gif *.mp4 *.mkv *.zip *.rar *.gz *.bz2 *.mp3 *.wma
Oct
13
Translated to ENGLISH VERSION
源于这两篇文章：
http://blog.csdn.net/ggggiqnypgjg/article/details/6645824
http://zhuhongcheng.wordpress.com/2009/08/02/a-simple-linear-time-algorithm-for-finding-longest-palindrome-sub-string/
这个算法看了三天，终于理解了，在这里记录一下自己的思路，免得以后忘了又要想很久- -.
首先用一个非常巧妙的方式，将所有可能的奇数/偶数长度的回文子串都转换成了奇数长度：在每个字符的两边都插入一个特殊的符号。比如 abba 变成 #a#b#b#a#， aba变成 #a#b#a#。 为了进一步减少编码的复杂度，可以在字符串的开始加入另一个特殊字符，这样就不用特殊处理越界问题，比如$#a#b#a#（注意，下面的代码是用C语言写就，由于C语言规范还要求字符串末尾有一个'\0'所以正好OK，但其他语言可能会导致越界）。
下面以字符串12212321为例，经过上一步，变成了 S[] = "$#1#2#2#1#2#3#2#1#";
然后用一个数组 P[i] 来记录以字符S[i]为中心的最长回文子串向左/右扩张的长度（包括S[i]，也就是把该回文串“对折”以后的长度），比如S和P的对应关系：
那么怎么计算P[i]呢？该算法增加两个辅助变量（其实一个就够了，两个更清晰）id和mx，其中 id 为已知的 {右边界最大} 的回文子串的中心，mx则为id+P[id]，也就是这个子串的右边界。
然后可以得到一个非常神奇的结论，这个算法的关键点就在这里了：如果mx > i，那么P[i] >= MIN(P[2 * id - i], mx - i)。就是这个串卡了我非常久。实际上如果把它写得复杂一点，理解起来会简单很多：
当然光看代码还是不够清晰，还是借助图来理解比较容易。
当 mx - i > P[j] 的时候，以S[j]为中心的回文子串包含在以S[id]为中心的回文子串中，由于 i 和 j 对称，以S[i]为中心的回文子串必然包含在以S[id]为中心的回文子串中，所以必有 P[i] = P[j]，见下图。
当 P[j] >= mx - i 的时候，以S[j]为中心的回文子串不一定完全包含于以S[id]为中心的回文子串中，但是基于对称性可知，下图中两个绿框所包围的部分是相同的，也就是说以S[i]为中心的回文子串，其向右至少会扩张到mx的位置，也就是说 P[i] >= mx - i。至于mx之后的部分是否对称，就只能老老实实去匹配了。
对于 mx <= i 的情况，无法对 P[i]做更多的假设，只能P[i] = 1，然后再去匹配了。
于是代码如下：
OVER.
#UPDATE@2013-08-21 14:27
@zhengyuee 同学指出，由于 P[id] = mx，所以 S[id-mx] != S[id+mx]，那么当 P[j] > mx - i 的时候，可以肯定 P[i] = mx - i ，不需要再继续匹配了。不过在具体实现的时候即使不考虑这一点，也只是多一次匹配（必然会fail），但是却要多加一个分支，所以上面的代码就不改了。
源于这两篇文章：
http://blog.csdn.net/ggggiqnypgjg/article/details/6645824
http://zhuhongcheng.wordpress.com/2009/08/02/a-simple-linear-time-algorithm-for-finding-longest-palindrome-sub-string/
这个算法看了三天，终于理解了，在这里记录一下自己的思路，免得以后忘了又要想很久- -.
首先用一个非常巧妙的方式，将所有可能的奇数/偶数长度的回文子串都转换成了奇数长度：在每个字符的两边都插入一个特殊的符号。比如 abba 变成 #a#b#b#a#， aba变成 #a#b#a#。 为了进一步减少编码的复杂度，可以在字符串的开始加入另一个特殊字符，这样就不用特殊处理越界问题，比如$#a#b#a#（注意，下面的代码是用C语言写就，由于C语言规范还要求字符串末尾有一个'\0'所以正好OK，但其他语言可能会导致越界）。
下面以字符串12212321为例，经过上一步，变成了 S[] = "$#1#2#2#1#2#3#2#1#";
然后用一个数组 P[i] 来记录以字符S[i]为中心的最长回文子串向左/右扩张的长度（包括S[i]，也就是把该回文串“对折”以后的长度），比如S和P的对应关系：
S # 1 # 2 # 2 # 1 # 2 # 3 # 2 # 1 #
P 1 2 1 2 5 2 1 4 1 2 1 6 1 2 1 2 1
(p.s. 可以看出，P[i]-1正好是原字符串中回文串的总长度）
P 1 2 1 2 5 2 1 4 1 2 1 6 1 2 1 2 1
(p.s. 可以看出，P[i]-1正好是原字符串中回文串的总长度）
那么怎么计算P[i]呢？该算法增加两个辅助变量（其实一个就够了，两个更清晰）id和mx，其中 id 为已知的 {右边界最大} 的回文子串的中心，mx则为id+P[id]，也就是这个子串的右边界。
然后可以得到一个非常神奇的结论，这个算法的关键点就在这里了：如果mx > i，那么P[i] >= MIN(P[2 * id - i], mx - i)。就是这个串卡了我非常久。实际上如果把它写得复杂一点，理解起来会简单很多：
//记j = 2 * id - i，也就是说 j 是 i 关于 id 的对称点(j = id - (i - id))
if (mx - i > P[j])
P[i] = P[j];
else /* P[j] >= mx - i */
P[i] = mx - i; // P[i] >= mx - i，取最小值，之后再匹配更新。
if (mx - i > P[j])
P[i] = P[j];
else /* P[j] >= mx - i */
P[i] = mx - i; // P[i] >= mx - i，取最小值，之后再匹配更新。
当然光看代码还是不够清晰，还是借助图来理解比较容易。
当 mx - i > P[j] 的时候，以S[j]为中心的回文子串包含在以S[id]为中心的回文子串中，由于 i 和 j 对称，以S[i]为中心的回文子串必然包含在以S[id]为中心的回文子串中，所以必有 P[i] = P[j]，见下图。
当 P[j] >= mx - i 的时候，以S[j]为中心的回文子串不一定完全包含于以S[id]为中心的回文子串中，但是基于对称性可知，下图中两个绿框所包围的部分是相同的，也就是说以S[i]为中心的回文子串，其向右至少会扩张到mx的位置，也就是说 P[i] >= mx - i。至于mx之后的部分是否对称，就只能老老实实去匹配了。
对于 mx <= i 的情况，无法对 P[i]做更多的假设，只能P[i] = 1，然后再去匹配了。
于是代码如下：
//输入，并处理得到字符串s
int p[1000], mx = 0, id = 0;
memset(p, 0, sizeof(p));
for (i = 1; s[i] != '\0'; i++) {
p[i] = mx > i ? min(p[2*id-i], mx-i) : 1;
while (s[i + p[i]] == s[i - p[i]]) p[i]++;
if (i + p[i] > mx) {
mx = i + p[i];
id = i;
}
}
//找出p[i]中最大的
int p[1000], mx = 0, id = 0;
memset(p, 0, sizeof(p));
for (i = 1; s[i] != '\0'; i++) {
p[i] = mx > i ? min(p[2*id-i], mx-i) : 1;
while (s[i + p[i]] == s[i - p[i]]) p[i]++;
if (i + p[i] > mx) {
mx = i + p[i];
id = i;
}
}
//找出p[i]中最大的
OVER.
#UPDATE@2013-08-21 14:27
@zhengyuee 同学指出，由于 P[id] = mx，所以 S[id-mx] != S[id+mx]，那么当 P[j] > mx - i 的时候，可以肯定 P[i] = mx - i ，不需要再继续匹配了。不过在具体实现的时候即使不考虑这一点，也只是多一次匹配（必然会fail），但是却要多加一个分支，所以上面的代码就不改了。
