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Search found 23347 results on 934 pages for 'key storage'.

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  • Best practices for encrytping continuous/small UDP data

    - by temp
    Hello everyone, I am having an application where I have to send several small data per second through the network using UDP. The application need to send the data in real-time (on waiting). I want to encrypt these data and insure that what I am doing is as secure as possible. Since I am using UDP, there is no way to use SSL/TLS, so I have to encrypt each packet alone since the protocol is connectionless/unreliable/unregulated. Right now, I am using a 128-bit key derived from a passphrase from the user, and AES in CBC mode (PBE using AES-CBC). I decided to use a random salt with the passphrase to derive the 128-bit key (prevent dictionary attack on the passphrase), and of course use IVs (to prevent statistical analysis for packets). However I am concerned about few things: Each packet contains small amount of data (like a couple of integer values per packet) which will make the encrypted packets vulnerable to known-plaintext attacks (which will result in making it easier to crack the key). Also, since the encryption key is derived from a passphrase, this will make the key space way less (I know the salt will help, but I have to send the salt through the network once and anyone can get it). Given these two things, anyone can sniff and store the sent data, and try to crack the key. Although this process might take some time, once the key is cracked all the stored data will be decrypted, which will be a real problem for my application. So my question is, what is the best practices for sending/encrypting continuous small data using a connectionless protocol (UDP)? Is my way the best way to do it? ...flowed? ...Overkill? ... Please note that I am not asking for a 100% secure solution, as there is no such thing. Cheers

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  • .NET XML serialization gotchas?

    - by kurious
    I've run into a few gotchas when doing C# XML serialization that I thought I'd share: You can't serialize items that are read-only (like KeyValuePairs) You can't serialize a generic dictionary. Instead, try this wrapper class (from http://weblogs.asp.net/pwelter34/archive/2006/05/03/444961.aspx): using System; using System.Collections.Generic; using System.Text; using System.Xml.Serialization; [XmlRoot("dictionary")] public class SerializableDictionary<TKey, TValue> : Dictionary<TKey, TValue>, IXmlSerializable { public System.Xml.Schema.XmlSchema GetSchema() { return null; } public void ReadXml(System.Xml.XmlReader reader) { XmlSerializer keySerializer = new XmlSerializer(typeof(TKey)); XmlSerializer valueSerializer = new XmlSerializer(typeof(TValue)); bool wasEmpty = reader.IsEmptyElement; reader.Read(); if (wasEmpty) return; while (reader.NodeType != System.Xml.XmlNodeType.EndElement) { reader.ReadStartElement("item"); reader.ReadStartElement("key"); TKey key = (TKey)keySerializer.Deserialize(reader); reader.ReadEndElement(); reader.ReadStartElement("value"); TValue value = (TValue)valueSerializer.Deserialize(reader); reader.ReadEndElement(); this.Add(key, value); reader.ReadEndElement(); reader.MoveToContent(); } reader.ReadEndElement(); } public void WriteXml(System.Xml.XmlWriter writer) { XmlSerializer keySerializer = new XmlSerializer(typeof(TKey)); XmlSerializer valueSerializer = new XmlSerializer(typeof(TValue)); foreach (TKey key in this.Keys) { writer.WriteStartElement("item"); writer.WriteStartElement("key"); keySerializer.Serialize(writer, key); writer.WriteEndElement(); writer.WriteStartElement("value"); TValue value = this[key]; valueSerializer.Serialize(writer, value); writer.WriteEndElement(); writer.WriteEndElement(); } } } Any other XML gotchas out there?

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  • Bing search API and Azure

    - by Gapton
    I am trying to programatically perform a search on Microsoft Bing search engine. Here is my understanding: There was a Bing Search API 2.0 , which will be replaced soon (1st Aug 2012) The new API is known as Windows Azure Marketplace. You use different URL for the two. In the old API (Bing Search API 2.0), you specify a key (Application ID) in the URL, and such key will be used to authenticate the request. As long as you have the key as a parameter in the URL, you can obtain the results. In the new API (Windows Azure Marketplace), you do NOT include the key (Account Key) in the URL. Instead, you put in a query URL, then the server will ask for your credentials. When using a browser, there will be a pop-up asking for a/c name and password. Instruction was to leave the account name blank and insert your key in the password field. Okay, I have done all that and I can see a JSON-formatted results of my search on my browser page. How do I do this programmatically in PHP? I tried searching for the documentation and sample code from Microsoft MSDN library, but I was either searching in the wrong place, or there are extremely limited resources in there. Would anyone be able to tell me how do you do the "enter the key in the password field in the pop-up" part in PHP please? Thanks alot in advance.

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  • Confusion in MIPS code

    - by Haya Hallian
    While going through the MIPS code I got some confusion. Code is shown as follows .data key: .ascii "key: " # "key: \n" char: .asciiz " \n" .text .globl main main: jal getchar la $a0, char # $a0 contains address of char variable (" \n") sb $v0, ($a0) # replace " " in char with v0, which is read_character (X) la $a0, key # now a0 will contain, address of "key: " "X\n" What I dont understand is that how load address instruction works. First a0 contained address of char variable. In next line we are storing value of v0 in that location. there is no offset with ($a0), is that assumed to be 0 like in 0($a0)? Why only the " " empty space is replaced with v0, and why not the "\n" get replaced? or It may also have been the case that both the empty space and \n character get replced by v0. Secondly when we load the address of key in a0, the previous address should be overwritten. a0 should have contained the address of key only, but from comment it seems that the two strings are concatenated. How does that happen.

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  • modified closure warning in ReSharper

    - by Sarah Vessels
    I was hoping someone could explain to me what bad thing could happen in this code, which causes ReSharper to give an 'Access to modified closure' warning: bool result = true; foreach (string key in keys.TakeWhile(key => result)) { result = result && ContainsKey(key); } return result; Even if the code above seems safe, what bad things could happen in other 'modified closure' instances? I often see this warning as a result of using LINQ queries, and I tend to ignore it because I don't know what could go wrong. ReSharper tries to fix the problem by making a second variable that seems pointless to me, e.g. it changes the foreach line above to: bool result1 = result; foreach (string key in keys.TakeWhile(key => result1)) Update: on a side note, apparently that whole chunk of code can be converted to the following statement, which causes no modified closure warnings: return keys.Aggregate( true, (current, key) => current && ContainsKey(key) );

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  • parsing python to csv

    - by user185955
    I'm trying to download some game stats to do some analysis, only problem is each season the data their isn't 100% consistent. I grab the json file from the site, then wish to save it to a csv with the first line in the csv containing the heading for that column, so the heading would be essentially the key from the python data type. #!/usr/bin/env python import requests import json import csv base_url = 'http://www.afl.com.au/api/cfs/afl/' token_url = base_url + 'WMCTok' player_url = base_url + 'matchItems/round' def printPretty(data): print(json.dumps(data, sort_keys=True, indent=2, separators=(',', ': '))) session = requests.Session() # session makes it simple to use the token across the requests token = session.post(token_url).json()['token'] # get the token session.headers.update({'X-media-mis-token': token}) # set the token Season = 2014 Roundno = 4 if Roundno<10: strRoundno = '0'+str(Roundno) else: strRoundno = str(Roundno) # get some data (could easily be a for loop, might want to put in a delay using Sleep so that you don't get IP blocked) data = session.get(player_url + '/CD_R'+str(Season)+'014'+strRoundno) # print everything printPretty(data.json()) with open('stats_game_test.csv', 'w', newline='') as csvfile: spamwriter = csv.writer(csvfile, delimiter="'",quotechar='|', quoting=csv.QUOTE_ALL) for profile in data.json()['items']: spamwriter.writerow(['%s' %(profile)]) #for key in data.json().keys(): # print("key: %s , value: %s" % (key, data.json()[key])) The above code grabs the json and writes it to a csv, but it puts the key in each individual cell next to the value (eg 'venueId': 'CD_V190'), the key needs to be just across the first row as a heading. It gives me a csv file with data in the cells like this Column A B 'tempInCelsius': 17.0 'totalScore': 32 'tempInCelsius': 16.0 'totalScore': 28 What I want is the data like this tempInCelsius totalScore 17 32 16 28 As I mentioned up the top, the data isn't always consistent so if I define what fields to grab with spamwriter.writerow([profile['tempInCelsius'], profile['totalScore']]) then it will error out on certain data grabs. This is why I'm now trying the above method so it just grabs everything regardless of what data is there.

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  • static initialization order fiasco

    - by Happy Mittal
    I was reading about SIOF from a book and it gave an example : //file1.cpp extern int y; int x=y+1; //file2.cpp extern int x; y=x+1; Now My question is : In above code..will following things happen ? 1. while compiling file1.cpp, compiler leaves y as it is i.e doesn't allocate storage for it. 2. compiler allocates storage for x, but doesn't initialize it. 3. While compiling file2.cpp, compiler leaves x as it is i.e doesn't allocate storage for it. 4. compiler allocates storage for y, but doesn't initialize it. 5. While linking file1.o and file2.o, now let file2.o is initialized first, so now: Does x gets initial value of 0? or doesn't get initialized?

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  • Question about array subscripting in C#

    - by Michael J
    Back in the old days of C, one could use array subscripting to address storage in very useful ways. For example, one could declare an array as such. This array represents an EEPROM image with 8 bit words. BYTE eepromImage[1024] = { ... }; And later refer to that array as if it were really multi-dimensional storage BYTE mpuImage[2][512] = eepromImage; I'm sure I have the syntax wrong, but I hope you get the idea. Anyway, this projected a two dimension image of what is really single dimensional storage. The two dimensional projection represents the EEPROM image when loaded into the memory of an MPU with 16 bit words. In C one could reference the storage multi-dimensionaly and change values and the changed values would show up in the real (single dimension) storage almost as if by magic. Is it possible to do this same thing using C#? Our current solution uses multiple arrays and event handlers to keep things synchronized. This kind of works but it is additional complexity that we would like to avoid if there is a better way.

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  • Can a Java HashMap's size() be out of sync with its actual entries' size ?

    - by trix
    I have a Java HashMap called statusCountMap. Calling size() results in 30. But if I count the entries manually, it's 31 This is in one of my TestNG unit tests. These results below are from Eclipse's Display window (type code - highlight - hit Display Result of Evaluating Selected Text). statusCountMap.size() (int) 30 statusCountMap.keySet().size() (int) 30 statusCountMap.values().size() (int) 30 statusCountMap (java.util.HashMap) {40534-INACTIVE=2, 40526-INACTIVE=1, 40528-INACTIVE=1, 40492-INACTIVE=3, 40492-TOTAL=4, 40513-TOTAL=6, 40532-DRAFT=4, 40524-TOTAL=7, 40526-DRAFT=2, 40528-ACTIVE=1, 40524-DRAFT=2, 40515-ACTIVE=1, 40513-DRAFT=4, 40534-DRAFT=1, 40514-TOTAL=3, 40529-DRAFT=4, 40515-TOTAL=3, 40492-ACTIVE=1, 40528-TOTAL=4, 40514-DRAFT=2, 40526-TOTAL=3, 40524-INACTIVE=2, 40515-DRAFT=2, 40514-ACTIVE=1, 40534-TOTAL=3, 40513-ACTIVE=2, 40528-DRAFT=2, 40532-TOTAL=4, 40524-ACTIVE=3, 40529-ACTIVE=1, 40529-TOTAL=5} statusCountMap.entrySet().size() (int) 30 What gives ? Anyone has experienced this ? I'm pretty sure statusCountMap is not being modified at this point. There are 2 methods (lets call them methodA and methodB) that modify statusCountMap concurrently, by repeatedly calling incrementCountInMap. private void incrementCountInMap(Map map, Long id, String qualifier) { String key = id + "-" + qualifier; if (map.get(key) == null) { map.put(key, 0); } synchronized (map) { map.put(key, map.get(key).intValue() + 1); } } methodD is where I'm getting the issue. methodD has a TestNG @dependsOnMethods = { "methodA", "methodB" } so when methodD is executing, statusCountMap is pretty much static already. I'm mentioning this because it might be a bug in TestNG. I'm using Sun JDK 1.6.0_24. TestNG is testng-5.9-jdk15.jar Hmmm ... after rereading my post, could it be because of concurrent execution of outside-of-synchronized-block map.get(key) == null & map.put(key,0) that's causing this issue ?

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  • Need Explanation of couchdb reduce function

    - by Alan
    From http://wiki.apache.org/couchdb/Introduction_to_CouchDB_views The couchdb reduce function is defined as function (key, values, rereduce) { return sum(values); } key will be an array whose elements are arrays of the form [key,id] values will be an array of the values emitted for the respective elements in keys i.e. reduce([ [key1,id1], [key2,id2], [key3,id3] ], [value1,value2,value3], false) I am having trouble understanding when/why the array of keys would contain different key values. If the array of keys does contain different key values, how would I deal with it? As an example, assume that my database contains movements between accounts of the form. {"amount":100, "CreditAccount":"account_number", "DebitAccount":"account_number"} I want a view that gives the balance of an account. My map function does: emit( doc.CreditAccount, doc.amount ) emit( doc.DebitAccount, -doc.amount ) My reduce function does: return sum(values); I seem to get the expected results, however I can't reconcile this with the possibility that my reduce function gets different key values. Is my reduce function supposed to group key values first? What kind of result would I return in that case?

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  • MySQL Multiple Table Join

    - by hitman001
    I have a 3 tables that I'm trying to join and get distinct results. CREATE TABLE `car` ( `id` int(10) unsigned NOT NULL AUTO_INCREMENT, `name` varchar(255) NOT NULL DEFAULT '', PRIMARY KEY (`id`) ) ENGINE=InnoDB mysql> select * from car; +----+-------+ | id | name | +----+-------+ | 1 | acura | +----+-------+ CREATE TABLE `tires` ( `id` int(10) unsigned NOT NULL AUTO_INCREMENT, `tire_desc` varchar(255) DEFAULT NULL, `car_id` int(10) unsigned NOT NULL, PRIMARY KEY (`id`), KEY `new_fk_constraint` (`car_id`), CONSTRAINT `new_fk_constraint` FOREIGN KEY (`car_id`) REFERENCES `car` (`id`) ON DELETE CASCADE ON UPDATE CASCADE ) ENGINE=InnoDB mysql> select * from tires; +----+-------------+--------+ | id | tire_desc | car_id | +----+-------------+--------+ | 1 | front_right | 1 | | 2 | front_left | 1 | +----+-------------+--------+ CREATE TABLE `lights` ( `id` int(10) unsigned NOT NULL AUTO_INCREMENT, `lights_desc` varchar(255) NOT NULL, `car_id` int(10) unsigned NOT NULL, PRIMARY KEY (`id`), KEY `new1_fk_constraint` (`car_id`), CONSTRAINT `new1_fk_constraint` FOREIGN KEY (`car_id`) REFERENCES `car` (`id`) ON DELETE CASCADE ON UPDATE CASCADE ) ENGINE=InnoDB mysql> select * from lights; +----+-------------+--------+ | id | lights_desc | car_id | +----+-------------+--------+ | 1 | right_light | 1 | | 2 | left_light | 1 | +----+-------------+--------+ Here is my query. mysql> SELECT name, group_concat(tire_desc), group_concat(lights_desc) FROM car left join tires on car.id = tires.car_id left join lights on car.id = car_id group by car.id; +-------+-----------------------------------------------+-----------------------------------------------+ | name | group_concat(tire_desc) | group_concat(lights_desc) | +-------+-----------------------------------------------+-----------------------------------------------+ | acura | front_right,front_right,front_left,front_left | right_light,left_light,right_light,left_light | +-------+-----------------------------------------------+-----------------------------------------------+ I get duplicate entires and this is what I would like to get. +-------+-----------------------------------------------+--------------------------------+ | name | group_concat(tire_desc) | group_concat(lights_desc) | +-------+-----------------------------------------------+--------------------------------+ | acura | front_right,front_left | right_light,left_light | +-------+-----------------------------------------------+--------------------------------+ I cannot use distinct in group_concat because I might have legitimate duplicates which I would like to keep. Is there any way to do this query using joins and not using inner selects like the statement below? SELECT name, (select group_concat(tire_desc) from tires where car.id = tires.car_id), (select group_concat(lights_desc) from lights where car.id = lights.car_id) FROM car Also, if I will use inner selects, will there be any performance issues over joins?

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  • memcached: which is faster, doing an add (and checking result), or doing a get (and set when returni

    - by Mike Sherov
    The title of this question isn't so clear, but the code and question is straightforward. Let's say I want to show my users an ad once per day. To accomplish this, every time they visit a page on my site, I check to see if a certain memcache key has any data stored on it. If so, don't show an ad. If not, store the value '1' in that key with an expiration of 86400. I can do this 2 ways: //version a $key='OPD_'.date('Ymd').'_'.$type.'_'.$user; if($memcache->get($key)===false){ $memcache->set($key,'1',false,$expire); //show ad } //version b $key='OPD_'.date('Ymd').'_'.$type.'_'.$user; if($memcache->add($key,'1',false,$expire)){ //show ad } Now, it might seem obvious that b is better, it always makes 1 memcache call. However, what is the overhead of "add" vs. "get"? These aren't the real comparisons... and I just made up these numbers, but let's say 1 add ~= 1 set ~= 5 get in terms of effort, and the average user views 5 pages a day: a: (5 get * 1 effort) + (1 set * 5 effort) = 10 units of effort b: (5 add * 5 effort) = 25 units of effort Would it make sense to always do the add call? Is this an unnecessary micro-optimization?

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  • comparision of strings

    - by EmiLazE
    i am writing a program, that simulates game mastermind. but i am struggling on how to compare guessed pattern to key pattern. the game conditions are a little bit changed: patterns consist of letters. if an element of guessed pattern is equal to element of key pattern, and also index is equal, then print b. if an element of guessed pattern is equal to element of key pattern, but index is not, then print w. if an element of guessed pattern is not equal to element of key pattern, print dot. in feedback about guessed pattern, 'b's come first, 'w's second, '.'s last. my problem is that i cannot think of a way totally satisfies the answer. for (i=0; i<patternlength; i++) { for (x=0; x<patternlength; x++) { if (guess[i]==key[x] && i==x) printf("b"); if (guess[i]==key[x] && i!=x) printf("w"); if (guess[i]!=key[x]) printf("."); } }

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  • SQL Server 2012 - AlwaysOn

    - by Claus Jandausch
    Ich war nicht nur irritiert, ich war sogar regelrecht schockiert - und für einen kurzen Moment sprachlos (was nur selten der Fall ist). Gerade eben hatte mich jemand gefragt "Wann Oracle denn etwas Vergleichbares wie AlwaysOn bieten würde - und ob überhaupt?" War ich hier im falschen Film gelandet? Ich konnte nicht anders, als meinen Unmut kundzutun und zu erklären, dass die Fragestellung normalerweise anders herum läuft. Zugegeben - es mag vielleicht strittige Punkte geben im Vergleich zwischen Oracle und SQL Server - bei denen nicht unbedingt immer Oracle die Nase vorn haben muss - aber das Thema Clustering für Hochverfügbarkeit (HA), Disaster Recovery (DR) und Skalierbarkeit gehört mit Sicherheit nicht dazu. Dieses Erlebnis hakte ich am Nachgang als Einzelfall ab, der so nie wieder vorkommen würde. Bis ich kurz darauf eines Besseren belehrt wurde und genau die selbe Frage erneut zu hören bekam. Diesmal sogar im Exadata-Umfeld und einem Oracle Stretch Cluster. Einmal ist keinmal, doch zweimal ist einmal zu viel... Getreu diesem alten Motto war mir klar, dass man das so nicht länger stehen lassen konnte. Ich habe keine Ahnung, wie die Microsoft Marketing Abteilung es geschafft hat, unter dem AlwaysOn Brading eine innovative Technologie vermuten zu lassen - aber sie hat ihren Job scheinbar gut gemacht. Doch abgesehen von einem guten Marketing, stellt sich natürlich die Frage, was wirklich dahinter steckt und wie sich das Ganze mit Oracle vergleichen lässt - und ob überhaupt? Damit wären wir wieder bei der ursprünglichen Frage angelangt.  So viel zum Hintergrund dieses Blogbeitrags - von meiner Antwort handelt der restliche Blog. "Windows was the God ..." Um den wahren Unterschied zwischen Oracle und Microsoft verstehen zu können, muss man zunächst das bedeutendste Microsoft Dogma kennen. Es lässt sich schlicht und einfach auf den Punkt bringen: "Alles muss auf Windows basieren." Die Überschrift dieses Absatzes ist kein von mir erfundener Ausspruch, sondern ein Zitat. Konkret stammt es aus einem längeren Artikel von Kurt Eichenwald in der Vanity Fair aus dem August 2012. Er lautet Microsoft's Lost Decade und sei jedem ans Herz gelegt, der die "Microsoft-Maschinerie" unter Steve Ballmer und einige ihrer Kuriositäten besser verstehen möchte. "YOU TALKING TO ME?" Microsoft C.E.O. Steve Ballmer bei seiner Keynote auf der 2012 International Consumer Electronics Show in Las Vegas am 9. Januar   Manche Dinge in diesem Artikel mögen überspitzt dargestellt erscheinen - sind sie aber nicht. Vieles davon kannte ich bereits aus eigener Erfahrung und kann es nur bestätigen. Anderes hat sich mir erst so richtig erschlossen. Insbesondere die folgenden Passagen führten zum Aha-Erlebnis: “Windows was the god—everything had to work with Windows,” said Stone... “Every little thing you want to write has to build off of Windows (or other existing roducts),” one software engineer said. “It can be very confusing, …” Ich habe immer schon darauf hingewiesen, dass in einem SQL Server Failover Cluster die Microsoft Datenbank eigentlich nichts Nenneswertes zum Geschehen beiträgt, sondern sich voll und ganz auf das Windows Betriebssystem verlässt. Deshalb muss man auch die Windows Server Enterprise Edition installieren, soll ein Failover Cluster für den SQL Server eingerichtet werden. Denn hier werden die Cluster Services geliefert - nicht mit dem SQL Server. Er ist nur lediglich ein weiteres Server Produkt, für das Windows in Ausfallszenarien genutzt werden kann - so wie Microsoft Exchange beispielsweise, oder Microsoft SharePoint, oder irgendein anderes Server Produkt das auf Windows gehostet wird. Auch Oracle kann damit genutzt werden. Das Stichwort lautet hier: Oracle Failsafe. Nur - warum sollte man das tun, wenn gleichzeitig eine überlegene Technologie wie die Oracle Real Application Clusters (RAC) zur Verfügung steht, die dann auch keine Windows Enterprise Edition voraussetzen, da Oracle die eigene Clusterware liefert. Welche darüber hinaus für kürzere Failover-Zeiten sorgt, da diese Cluster-Technologie Datenbank-integriert ist und sich nicht auf "Dritte" verlässt. Wenn man sich also schon keine technischen Vorteile mit einem SQL Server Failover Cluster erkauft, sondern zusätzlich noch versteckte Lizenzkosten durch die Lizenzierung der Windows Server Enterprise Edition einhandelt, warum hat Microsoft dann in den vergangenen Jahren seit SQL Server 2000 nicht ebenfalls an einer neuen und innovativen Lösung gearbeitet, die mit Oracle RAC mithalten kann? Entwickler hat Microsoft genügend? Am Geld kann es auch nicht liegen? Lesen Sie einfach noch einmal die beiden obenstehenden Zitate und sie werden den Grund verstehen. Anders lässt es sich ja auch gar nicht mehr erklären, dass AlwaysOn aus zwei unterschiedlichen Technologien besteht, die beide jedoch wiederum auf dem Windows Server Failover Clustering (WSFC) basieren. Denn daraus ergeben sich klare Nachteile - aber dazu später mehr. Um AlwaysOn zu verstehen, sollte man sich zunächst kurz in Erinnerung rufen, was Microsoft bisher an HA/DR (High Availability/Desaster Recovery) Lösungen für SQL Server zur Verfügung gestellt hat. Replikation Basiert auf logischer Replikation und Pubisher/Subscriber Architektur Transactional Replication Merge Replication Snapshot Replication Microsoft's Replikation ist vergleichbar mit Oracle GoldenGate. Oracle GoldenGate stellt jedoch die umfassendere Technologie dar und bietet High Performance. Log Shipping Microsoft's Log Shipping stellt eine einfache Technologie dar, die vergleichbar ist mit Oracle Managed Recovery in Oracle Version 7. Das Log Shipping besitzt folgende Merkmale: Transaction Log Backups werden von Primary nach Secondary/ies geschickt Einarbeitung (z.B. Restore) auf jedem Secondary individuell Optionale dritte Server Instanz (Monitor Server) für Überwachung und Alarm Log Restore Unterbrechung möglich für Read-Only Modus (Secondary) Keine Unterstützung von Automatic Failover Database Mirroring Microsoft's Database Mirroring wurde verfügbar mit SQL Server 2005, sah aus wie Oracle Data Guard in Oracle 9i, war funktional jedoch nicht so umfassend. Für ein HA/DR Paar besteht eine 1:1 Beziehung, um die produktive Datenbank (Principle DB) abzusichern. Auf der Standby Datenbank (Mirrored DB) werden alle Insert-, Update- und Delete-Operationen nachgezogen. Modi Synchron (High-Safety Modus) Asynchron (High-Performance Modus) Automatic Failover Unterstützt im High-Safety Modus (synchron) Witness Server vorausgesetzt     Zur Frage der Kontinuität Es stellt sich die Frage, wie es um diesen Technologien nun im Zusammenhang mit SQL Server 2012 bestellt ist. Unter Fanfaren seinerzeit eingeführt, war Database Mirroring das erklärte Mittel der Wahl. Ich bin kein Produkt Manager bei Microsoft und kann hierzu nur meine Meinung äußern, aber zieht man den SQL AlwaysOn Team Blog heran, so sieht es nicht gut aus für das Database Mirroring - zumindest nicht langfristig. "Does AlwaysOn Availability Group replace Database Mirroring going forward?” “The short answer is we recommend that you migrate from the mirroring configuration or even mirroring and log shipping configuration to using Availability Group. Database Mirroring will still be available in the Denali release but will be phased out over subsequent releases. Log Shipping will continue to be available in future releases.” Damit wären wir endlich beim eigentlichen Thema angelangt. Was ist eine sogenannte Availability Group und was genau hat es mit der vielversprechend klingenden Bezeichnung AlwaysOn auf sich?   SQL Server 2012 - AlwaysOn Zwei HA-Features verstekcne sich hinter dem “AlwaysOn”-Branding. Einmal das AlwaysOn Failover Clustering aka SQL Server Failover Cluster Instances (FCI) - zum Anderen die AlwaysOn Availability Groups. Failover Cluster Instances (FCI) Entspricht ungefähr dem Stretch Cluster Konzept von Oracle Setzt auf Windows Server Failover Clustering (WSFC) auf Bietet HA auf Instanz-Ebene AlwaysOn Availability Groups (Verfügbarkeitsgruppen) Ähnlich der Idee von Consistency Groups, wie in Storage-Level Replikations-Software von z.B. EMC SRDF Abhängigkeiten zu Windows Server Failover Clustering (WSFC) Bietet HA auf Datenbank-Ebene   Hinweis: Verwechseln Sie nicht eine SQL Server Datenbank mit einer Oracle Datenbank. Und auch nicht eine Oracle Instanz mit einer SQL Server Instanz. Die gleichen Begriffe haben hier eine andere Bedeutung - nicht selten ein Grund, weshalb Oracle- und Microsoft DBAs schnell aneinander vorbei reden. Denken Sie bei einer SQL Server Datenbank eher an ein Oracle Schema, das kommt der Sache näher. So etwas wie die SQL Server Northwind Datenbank ist vergleichbar mit dem Oracle Scott Schema. Wenn Sie die genauen Unterschiede kennen möchten, finden Sie eine detaillierte Beschreibung in meinem Buch "Oracle10g Release 2 für Windows und .NET", erhältich bei Lehmanns, Amazon, etc.   Windows Server Failover Clustering (WSFC) Wie man sieht, basieren beide AlwaysOn Technologien wiederum auf dem Windows Server Failover Clustering (WSFC), um einerseits Hochverfügbarkeit auf Ebene der Instanz zu gewährleisten und andererseits auf der Datenbank-Ebene. Deshalb nun eine kurze Beschreibung der WSFC. Die WSFC sind ein mit dem Windows Betriebssystem geliefertes Infrastruktur-Feature, um HA für Server Anwendungen, wie Microsoft Exchange, SharePoint, SQL Server, etc. zu bieten. So wie jeder andere Cluster, besteht ein WSFC Cluster aus einer Gruppe unabhängiger Server, die zusammenarbeiten, um die Verfügbarkeit einer Applikation oder eines Service zu erhöhen. Falls ein Cluster-Knoten oder -Service ausfällt, kann der auf diesem Knoten bisher gehostete Service automatisch oder manuell auf einen anderen im Cluster verfügbaren Knoten transferriert werden - was allgemein als Failover bekannt ist. Unter SQL Server 2012 verwenden sowohl die AlwaysOn Avalability Groups, als auch die AlwaysOn Failover Cluster Instances die WSFC als Plattformtechnologie, um Komponenten als WSFC Cluster-Ressourcen zu registrieren. Verwandte Ressourcen werden in eine Ressource Group zusammengefasst, die in Abhängigkeit zu anderen WSFC Cluster-Ressourcen gebracht werden kann. Der WSFC Cluster Service kann jetzt die Notwendigkeit zum Neustart der SQL Server Instanz erfassen oder einen automatischen Failover zu einem anderen Server-Knoten im WSFC Cluster auslösen.   Failover Cluster Instances (FCI) Eine SQL Server Failover Cluster Instanz (FCI) ist eine einzelne SQL Server Instanz, die in einem Failover Cluster betrieben wird, der aus mehreren Windows Server Failover Clustering (WSFC) Knoten besteht und so HA (High Availability) auf Ebene der Instanz bietet. Unter Verwendung von Multi-Subnet FCI kann auch Remote DR (Disaster Recovery) unterstützt werden. Eine weitere Option für Remote DR besteht darin, eine unter FCI gehostete Datenbank in einer Availability Group zu betreiben. Hierzu später mehr. FCI und WSFC Basis FCI, das für lokale Hochverfügbarkeit der Instanzen genutzt wird, ähnelt der veralteten Architektur eines kalten Cluster (Aktiv-Passiv). Unter SQL Server 2008 wurde diese Technologie SQL Server 2008 Failover Clustering genannt. Sie nutzte den Windows Server Failover Cluster. In SQL Server 2012 hat Microsoft diese Basistechnologie unter der Bezeichnung AlwaysOn zusammengefasst. Es handelt sich aber nach wie vor um die klassische Aktiv-Passiv-Konfiguration. Der Ablauf im Failover-Fall ist wie folgt: Solange kein Hardware-oder System-Fehler auftritt, werden alle Dirty Pages im Buffer Cache auf Platte geschrieben Alle entsprechenden SQL Server Services (Dienste) in der Ressource Gruppe werden auf dem aktiven Knoten gestoppt Die Ownership der Ressource Gruppe wird auf einen anderen Knoten der FCI transferriert Der neue Owner (Besitzer) der Ressource Gruppe startet seine SQL Server Services (Dienste) Die Connection-Anforderungen einer Client-Applikation werden automatisch auf den neuen aktiven Knoten mit dem selben Virtuellen Network Namen (VNN) umgeleitet Abhängig vom Zeitpunkt des letzten Checkpoints, kann die Anzahl der Dirty Pages im Buffer Cache, die noch auf Platte geschrieben werden müssen, zu unvorhersehbar langen Failover-Zeiten führen. Um diese Anzahl zu drosseln, besitzt der SQL Server 2012 eine neue Fähigkeit, die Indirect Checkpoints genannt wird. Indirect Checkpoints ähnelt dem Fast-Start MTTR Target Feature der Oracle Datenbank, das bereits mit Oracle9i verfügbar war.   SQL Server Multi-Subnet Clustering Ein SQL Server Multi-Subnet Failover Cluster entspricht vom Konzept her einem Oracle RAC Stretch Cluster. Doch dies ist nur auf den ersten Blick der Fall. Im Gegensatz zu RAC ist in einem lokalen SQL Server Failover Cluster jeweils nur ein Knoten aktiv für eine Datenbank. Für die Datenreplikation zwischen geografisch entfernten Sites verlässt sich Microsoft auf 3rd Party Lösungen für das Storage Mirroring.     Die Verbesserung dieses Szenario mit einer SQL Server 2012 Implementierung besteht schlicht darin, dass eine VLAN-Konfiguration (Virtual Local Area Network) nun nicht mehr benötigt wird, so wie dies bisher der Fall war. Das folgende Diagramm stellt dar, wie der Ablauf mit SQL Server 2012 gehandhabt wird. In Site A und Site B wird HA jeweils durch einen lokalen Aktiv-Passiv-Cluster sichergestellt.     Besondere Aufmerksamkeit muss hier der Konfiguration und dem Tuning geschenkt werden, da ansonsten völlig inakzeptable Failover-Zeiten resultieren. Dies liegt darin begründet, weil die Downtime auf Client-Seite nun nicht mehr nur von der reinen Failover-Zeit abhängt, sondern zusätzlich von der Dauer der DNS Replikation zwischen den DNS Servern. (Rufen Sie sich in Erinnerung, dass wir gerade von Multi-Subnet Clustering sprechen). Außerdem ist zu berücksichtigen, wie schnell die Clients die aktualisierten DNS Informationen abfragen. Spezielle Konfigurationen für Node Heartbeat, HostRecordTTL (Host Record Time-to-Live) und Intersite Replication Frequeny für Active Directory Sites und Services werden notwendig. Default TTL für Windows Server 2008 R2: 20 Minuten Empfohlene Einstellung: 1 Minute DNS Update Replication Frequency in Windows Umgebung: 180 Minuten Empfohlene Einstellung: 15 Minuten (minimaler Wert)   Betrachtet man diese Werte, muss man feststellen, dass selbst eine optimale Konfiguration die rigiden SLAs (Service Level Agreements) heutiger geschäftskritischer Anwendungen für HA und DR nicht erfüllen kann. Denn dies impliziert eine auf der Client-Seite erlebte Failover-Zeit von insgesamt 16 Minuten. Hierzu ein Auszug aus der SQL Server 2012 Online Dokumentation: Cons: If a cross-subnet failover occurs, the client recovery time could be 15 minutes or longer, depending on your HostRecordTTL setting and the setting of your cross-site DNS/AD replication schedule.    Wir sind hier an einem Punkt unserer Überlegungen angelangt, an dem sich erklärt, weshalb ich zuvor das "Windows was the God ..." Zitat verwendet habe. Die unbedingte Abhängigkeit zu Windows wird zunehmend zum Problem, da sie die Komplexität einer Microsoft-basierenden Lösung erhöht, anstelle sie zu reduzieren. Und Komplexität ist das Letzte, was sich CIOs heutzutage wünschen.  Zur Ehrenrettung des SQL Server 2012 und AlwaysOn muss man sagen, dass derart lange Failover-Zeiten kein unbedingtes "Muss" darstellen, sondern ein "Kann". Doch auch ein "Kann" kann im unpassenden Moment unvorhersehbare und kostspielige Folgen haben. Die Unabsehbarkeit ist wiederum Ursache vieler an der Implementierung beteiligten Komponenten und deren Abhängigkeiten, wie beispielsweise drei Cluster-Lösungen (zwei von Microsoft, eine 3rd Party Lösung). Wie man die Sache auch dreht und wendet, kommt man an diesem Fakt also nicht vorbei - ganz unabhängig von der Dauer einer Downtime oder Failover-Zeiten. Im Gegensatz zu AlwaysOn und der hier vorgestellten Version eines Stretch-Clusters, vermeidet eine entsprechende Oracle Implementierung eine derartige Komplexität, hervorgerufen duch multiple Abhängigkeiten. Den Unterschied machen Datenbank-integrierte Mechanismen, wie Fast Application Notification (FAN) und Fast Connection Failover (FCF). Für Oracle MAA Konfigurationen (Maximum Availability Architecture) sind Inter-Site Failover-Zeiten im Bereich von Sekunden keine Seltenheit. Wenn Sie dem Link zur Oracle MAA folgen, finden Sie außerdem eine Reihe an Customer Case Studies. Auch dies ist ein wichtiges Unterscheidungsmerkmal zu AlwaysOn, denn die Oracle Technologie hat sich bereits zigfach in höchst kritischen Umgebungen bewährt.   Availability Groups (Verfügbarkeitsgruppen) Die sogenannten Availability Groups (Verfügbarkeitsgruppen) sind - neben FCI - der weitere Baustein von AlwaysOn.   Hinweis: Bevor wir uns näher damit beschäftigen, sollten Sie sich noch einmal ins Gedächtnis rufen, dass eine SQL Server Datenbank nicht die gleiche Bedeutung besitzt, wie eine Oracle Datenbank, sondern eher einem Oracle Schema entspricht. So etwas wie die SQL Server Northwind Datenbank ist vergleichbar mit dem Oracle Scott Schema.   Eine Verfügbarkeitsgruppe setzt sich zusammen aus einem Set mehrerer Benutzer-Datenbanken, die im Falle eines Failover gemeinsam als Gruppe behandelt werden. Eine Verfügbarkeitsgruppe unterstützt ein Set an primären Datenbanken (primäres Replikat) und einem bis vier Sets von entsprechenden sekundären Datenbanken (sekundäre Replikate).       Es können jedoch nicht alle SQL Server Datenbanken einer AlwaysOn Verfügbarkeitsgruppe zugeordnet werden. Der SQL Server Spezialist Michael Otey zählt in seinem SQL Server Pro Artikel folgende Anforderungen auf: Verfügbarkeitsgruppen müssen mit Benutzer-Datenbanken erstellt werden. System-Datenbanken können nicht verwendet werden Die Datenbanken müssen sich im Read-Write Modus befinden. Read-Only Datenbanken werden nicht unterstützt Die Datenbanken in einer Verfügbarkeitsgruppe müssen Multiuser Datenbanken sein Sie dürfen nicht das AUTO_CLOSE Feature verwenden Sie müssen das Full Recovery Modell nutzen und es muss ein vollständiges Backup vorhanden sein Eine gegebene Datenbank kann sich nur in einer einzigen Verfügbarkeitsgruppe befinden und diese Datenbank düerfen nicht für Database Mirroring konfiguriert sein Microsoft empfiehl außerdem, dass der Verzeichnispfad einer Datenbank auf dem primären und sekundären Server identisch sein sollte Wie man sieht, eignen sich Verfügbarkeitsgruppen nicht, um HA und DR vollständig abzubilden. Die Unterscheidung zwischen der Instanzen-Ebene (FCI) und Datenbank-Ebene (Availability Groups) ist von hoher Bedeutung. Vor kurzem wurde mir gesagt, dass man mit den Verfügbarkeitsgruppen auf Shared Storage verzichten könne und dadurch Kosten spart. So weit so gut ... Man kann natürlich eine Installation rein mit Verfügbarkeitsgruppen und ohne FCI durchführen - aber man sollte sich dann darüber bewusst sein, was man dadurch alles nicht abgesichert hat - und dies wiederum für Desaster Recovery (DR) und SLAs (Service Level Agreements) bedeutet. Kurzum, um die Kombination aus beiden AlwaysOn Produkten und der damit verbundene Komplexität kommt man wohl in der Praxis nicht herum.    Availability Groups und WSFC AlwaysOn hängt von Windows Server Failover Clustering (WSFC) ab, um die aktuellen Rollen der Verfügbarkeitsreplikate einer Verfügbarkeitsgruppe zu überwachen und zu verwalten, und darüber zu entscheiden, wie ein Failover-Ereignis die Verfügbarkeitsreplikate betrifft. Das folgende Diagramm zeigt de Beziehung zwischen Verfügbarkeitsgruppen und WSFC:   Der Verfügbarkeitsmodus ist eine Eigenschaft jedes Verfügbarkeitsreplikats. Synychron und Asynchron können also gemischt werden: Availability Modus (Verfügbarkeitsmodus) Asynchroner Commit-Modus Primäres replikat schließt Transaktionen ohne Warten auf Sekundäres Synchroner Commit-Modus Primäres Replikat wartet auf Commit von sekundärem Replikat Failover Typen Automatic Manual Forced (mit möglichem Datenverlust) Synchroner Commit-Modus Geplanter, manueller Failover ohne Datenverlust Automatischer Failover ohne Datenverlust Asynchroner Commit-Modus Nur Forced, manueller Failover mit möglichem Datenverlust   Der SQL Server kennt keinen separaten Switchover Begriff wie in Oracle Data Guard. Für SQL Server werden alle Role Transitions als Failover bezeichnet. Tatsächlich unterstützt der SQL Server keinen Switchover für asynchrone Verbindungen. Es gibt nur die Form des Forced Failover mit möglichem Datenverlust. Eine ähnliche Fähigkeit wie der Switchover unter Oracle Data Guard ist so nicht gegeben.   SQL Sever FCI mit Availability Groups (Verfügbarkeitsgruppen) Neben den Verfügbarkeitsgruppen kann eine zweite Failover-Ebene eingerichtet werden, indem SQL Server FCI (auf Shared Storage) mit WSFC implementiert wird. Ein Verfügbarkeitesreplikat kann dann auf einer Standalone Instanz gehostet werden, oder einer FCI Instanz. Zum Verständnis: Die Verfügbarkeitsgruppen selbst benötigen kein Shared Storage. Diese Kombination kann verwendet werden für lokale HA auf Ebene der Instanz und DR auf Datenbank-Ebene durch Verfügbarkeitsgruppen. Das folgende Diagramm zeigt dieses Szenario:   Achtung! Hier handelt es sich nicht um ein Pendant zu Oracle RAC plus Data Guard, auch wenn das Bild diesen Eindruck vielleicht vermitteln mag - denn alle sekundären Knoten im FCI sind rein passiv. Es existiert außerdem eine weitere und ernsthafte Einschränkung: SQL Server Failover Cluster Instanzen (FCI) unterstützen nicht das automatische AlwaysOn Failover für Verfügbarkeitsgruppen. Jedes unter FCI gehostete Verfügbarkeitsreplikat kann nur für manuelles Failover konfiguriert werden.   Lesbare Sekundäre Replikate Ein oder mehrere Verfügbarkeitsreplikate in einer Verfügbarkeitsgruppe können für den lesenden Zugriff konfiguriert werden, wenn sie als sekundäres Replikat laufen. Dies ähnelt Oracle Active Data Guard, jedoch gibt es Einschränkungen. Alle Abfragen gegen die sekundäre Datenbank werden automatisch auf das Snapshot Isolation Level abgebildet. Es handelt sich dabei um eine Versionierung der Rows. Microsoft versuchte hiermit die Oracle MVRC (Multi Version Read Consistency) nachzustellen. Tatsächlich muss man die SQL Server Snapshot Isolation eher mit Oracle Flashback vergleichen. Bei der Implementierung des Snapshot Isolation Levels handelt sich um ein nachträglich aufgesetztes Feature und nicht um einen inhärenten Teil des Datenbank-Kernels, wie im Falle Oracle. (Ich werde hierzu in Kürze einen weiteren Blogbeitrag verfassen, wenn ich mich mit der neuen SQL Server 2012 Core Lizenzierung beschäftige.) Für die Praxis entstehen aus der Abbildung auf das Snapshot Isolation Level ernsthafte Restriktionen, derer man sich für den Betrieb in der Praxis bereits vorab bewusst sein sollte: Sollte auf der primären Datenbank eine aktive Transaktion zu dem Zeitpunkt existieren, wenn ein lesbares sekundäres Replikat in die Verfügbarkeitsgruppe aufgenommen wird, werden die Row-Versionen auf der korrespondierenden sekundären Datenbank nicht sofort vollständig verfügbar sein. Eine aktive Transaktion auf dem primären Replikat muss zuerst abgeschlossen (Commit oder Rollback) und dieser Transaktions-Record auf dem sekundären Replikat verarbeitet werden. Bis dahin ist das Isolation Level Mapping auf der sekundären Datenbank unvollständig und Abfragen sind temporär geblockt. Microsoft sagt dazu: "This is needed to guarantee that row versions are available on the secondary replica before executing the query under snapshot isolation as all isolation levels are implicitly mapped to snapshot isolation." (SQL Storage Engine Blog: AlwaysOn: I just enabled Readable Secondary but my query is blocked?)  Grundlegend bedeutet dies, dass ein aktives lesbares Replikat nicht in die Verfügbarkeitsgruppe aufgenommen werden kann, ohne das primäre Replikat vorübergehend stillzulegen. Da Leseoperationen auf das Snapshot Isolation Transaction Level abgebildet werden, kann die Bereinigung von Ghost Records auf dem primären Replikat durch Transaktionen auf einem oder mehreren sekundären Replikaten geblockt werden - z.B. durch eine lang laufende Abfrage auf dem sekundären Replikat. Diese Bereinigung wird auch blockiert, wenn die Verbindung zum sekundären Replikat abbricht oder der Datenaustausch unterbrochen wird. Auch die Log Truncation wird in diesem Zustant verhindert. Wenn dieser Zustand längere Zeit anhält, empfiehlt Microsoft das sekundäre Replikat aus der Verfügbarkeitsgruppe herauszunehmen - was ein ernsthaftes Downtime-Problem darstellt. Die Read-Only Workload auf den sekundären Replikaten kann eingehende DDL Änderungen blockieren. Obwohl die Leseoperationen aufgrund der Row-Versionierung keine Shared Locks halten, führen diese Operatioen zu Sch-S Locks (Schemastabilitätssperren). DDL-Änderungen durch Redo-Operationen können dadurch blockiert werden. Falls DDL aufgrund konkurrierender Lese-Workload blockiert wird und der Schwellenwert für 'Recovery Interval' (eine SQL Server Konfigurationsoption) überschritten wird, generiert der SQL Server das Ereignis sqlserver.lock_redo_blocked, welches Microsoft zum Kill der blockierenden Leser empfiehlt. Auf die Verfügbarkeit der Anwendung wird hierbei keinerlei Rücksicht genommen.   Keine dieser Einschränkungen existiert mit Oracle Active Data Guard.   Backups auf sekundären Replikaten  Über die sekundären Replikate können Backups (BACKUP DATABASE via Transact-SQL) nur als copy-only Backups einer vollständigen Datenbank, Dateien und Dateigruppen erstellt werden. Das Erstellen inkrementeller Backups ist nicht unterstützt, was ein ernsthafter Rückstand ist gegenüber der Backup-Unterstützung physikalischer Standbys unter Oracle Data Guard. Hinweis: Ein möglicher Workaround via Snapshots, bleibt ein Workaround. Eine weitere Einschränkung dieses Features gegenüber Oracle Data Guard besteht darin, dass das Backup eines sekundären Replikats nicht ausgeführt werden kann, wenn es nicht mit dem primären Replikat kommunizieren kann. Darüber hinaus muss das sekundäre Replikat synchronisiert sein oder sich in der Synchronisation befinden, um das Beackup auf dem sekundären Replikat erstellen zu können.   Vergleich von Microsoft AlwaysOn mit der Oracle MAA Ich komme wieder zurück auf die Eingangs erwähnte, mehrfach an mich gestellte Frage "Wann denn - und ob überhaupt - Oracle etwas Vergleichbares wie AlwaysOn bieten würde?" und meine damit verbundene (kurze) Irritation. Wenn Sie diesen Blogbeitrag bis hierher gelesen haben, dann kennen Sie jetzt meine darauf gegebene Antwort. Der eine oder andere Punkt traf dabei nicht immer auf Jeden zu, was auch nicht der tiefere Sinn und Zweck meiner Antwort war. Wenn beispielsweise kein Multi-Subnet mit im Spiel ist, sind alle diesbezüglichen Kritikpunkte zunächst obsolet. Was aber nicht bedeutet, dass sie nicht bereits morgen schon wieder zum Thema werden könnten (Sag niemals "Nie"). In manch anderes Fettnäpfchen tritt man wiederum nicht unbedingt in einer Testumgebung, sondern erst im laufenden Betrieb. Erst recht nicht dann, wenn man sich potenzieller Probleme nicht bewusst ist und keine dedizierten Tests startet. Und wer AlwaysOn erfolgreich positionieren möchte, wird auch gar kein Interesse daran haben, auf mögliche Schwachstellen und den besagten Teufel im Detail aufmerksam zu machen. Das ist keine Unterstellung - es ist nur menschlich. Außerdem ist es verständlich, dass man sich in erster Linie darauf konzentriert "was geht" und "was gut läuft", anstelle auf das "was zu Problemen führen kann" oder "nicht funktioniert". Wer will schon der Miesepeter sein? Für mich selbst gesprochen, kann ich nur sagen, dass ich lieber vorab von allen möglichen Einschränkungen wissen möchte, anstelle sie dann nach einer kurzen Zeit der heilen Welt schmerzhaft am eigenen Leib erfahren zu müssen. Ich bin davon überzeugt, dass es Ihnen nicht anders geht. Nachfolgend deshalb eine Zusammenfassung all jener Punkte, die ich im Vergleich zur Oracle MAA (Maximum Availability Architecture) als unbedingt Erwähnenswert betrachte, falls man eine Evaluierung von Microsoft AlwaysOn in Betracht zieht. 1. AlwaysOn ist eine komplexe Technologie Der SQL Server AlwaysOn Stack ist zusammengesetzt aus drei verschiedenen Technlogien: Windows Server Failover Clustering (WSFC) SQL Server Failover Cluster Instances (FCI) SQL Server Availability Groups (Verfügbarkeitsgruppen) Man kann eine derartige Lösung nicht als nahtlos bezeichnen, wofür auch die vielen von Microsoft dargestellten Einschränkungen sprechen. Während sich frühere SQL Server Versionen in Richtung eigener HA/DR Technologien entwickelten (wie Database Mirroring), empfiehlt Microsoft nun die Migration. Doch weshalb dieser Schwenk? Er führt nicht zu einem konsisten und robusten Angebot an HA/DR Technologie für geschäftskritische Umgebungen.  Liegt die Antwort in meiner These begründet, nach der "Windows was the God ..." noch immer gilt und man die Nachteile der allzu engen Kopplung mit Windows nicht sehen möchte? Entscheiden Sie selbst ... 2. Failover Cluster Instanzen - Kein RAC-Pendant Die SQL Server und Windows Server Clustering Technologie basiert noch immer auf dem veralteten Aktiv-Passiv Modell und führt zu einer Verschwendung von Systemressourcen. In einer Betrachtung von lediglich zwei Knoten erschließt sich auf Anhieb noch nicht der volle Mehrwert eines Aktiv-Aktiv Clusters (wie den Real Application Clusters), wie er von Oracle bereits vor zehn Jahren entwickelt wurde. Doch kennt man die Vorzüge der Skalierbarkeit durch einfaches Hinzufügen weiterer Cluster-Knoten, die dann alle gemeinsam als ein einziges logisches System zusammenarbeiten, versteht man was hinter dem Motto "Pay-as-you-Grow" steckt. In einem Aktiv-Aktiv Cluster geht es zwar auch um Hochverfügbarkeit - und ein Failover erfolgt zudem schneller, als in einem Aktiv-Passiv Modell - aber es geht eben nicht nur darum. An dieser Stelle sei darauf hingewiesen, dass die Oracle 11g Standard Edition bereits die Nutzung von Oracle RAC bis zu vier Sockets kostenfrei beinhaltet. Möchten Sie dazu Windows nutzen, benötigen Sie keine Windows Server Enterprise Edition, da Oracle 11g die eigene Clusterware liefert. Sie kommen in den Genuss von Hochverfügbarkeit und Skalierbarkeit und können dazu die günstigere Windows Server Standard Edition nutzen. 3. SQL Server Multi-Subnet Clustering - Abhängigkeit zu 3rd Party Storage Mirroring  Die SQL Server Multi-Subnet Clustering Architektur unterstützt den Aufbau eines Stretch Clusters, basiert dabei aber auf dem Aktiv-Passiv Modell. Das eigentlich Problematische ist jedoch, dass man sich zur Absicherung der Datenbank auf 3rd Party Storage Mirroring Technologie verlässt, ohne Integration zwischen dem Windows Server Failover Clustering (WSFC) und der darunterliegenden Mirroring Technologie. Wenn nun im Cluster ein Failover auf Instanzen-Ebene erfolgt, existiert keine Koordination mit einem möglichen Failover auf Ebene des Storage-Array. 4. Availability Groups (Verfügbarkeitsgruppen) - Vier, oder doch nur Zwei? Ein primäres Replikat erlaubt bis zu vier sekundäre Replikate innerhalb einer Verfügbarkeitsgruppe, jedoch nur zwei im Synchronen Commit Modus. Während dies zwar einen Vorteil gegenüber dem stringenten 1:1 Modell unter Database Mirroring darstellt, fällt der SQL Server 2012 damit immer noch weiter zurück hinter Oracle Data Guard mit bis zu 30 direkten Stanbdy Zielen - und vielen weiteren durch kaskadierende Ziele möglichen. Damit eignet sich Oracle Active Data Guard auch für die Bereitstellung einer Reader-Farm Skalierbarkeit für Internet-basierende Unternehmen. Mit AwaysOn Verfügbarkeitsgruppen ist dies nicht möglich. 5. Availability Groups (Verfügbarkeitsgruppen) - kein asynchrones Switchover  Die Technologie der Verfügbarkeitsgruppen wird auch als geeignetes Mittel für administrative Aufgaben positioniert - wie Upgrades oder Wartungsarbeiten. Man muss sich jedoch einem gravierendem Defizit bewusst sein: Im asynchronen Verfügbarkeitsmodus besteht die einzige Möglichkeit für Role Transition im Forced Failover mit Datenverlust! Um den Verlust von Daten durch geplante Wartungsarbeiten zu vermeiden, muss man den synchronen Verfügbarkeitsmodus konfigurieren, was jedoch ernstzunehmende Auswirkungen auf WAN Deployments nach sich zieht. Spinnt man diesen Gedanken zu Ende, kommt man zu dem Schluss, dass die Technologie der Verfügbarkeitsgruppen für geplante Wartungsarbeiten in einem derartigen Umfeld nicht effektiv genutzt werden kann. 6. Automatisches Failover - Nicht immer möglich Sowohl die SQL Server FCI, als auch Verfügbarkeitsgruppen unterstützen automatisches Failover. Möchte man diese jedoch kombinieren, wird das Ergebnis kein automatisches Failover sein. Denn ihr Zusammentreffen im Failover-Fall führt zu Race Conditions (Wettlaufsituationen), weshalb diese Konfiguration nicht länger das automatische Failover zu einem Replikat in einer Verfügbarkeitsgruppe erlaubt. Auch hier bestätigt sich wieder die tiefere Problematik von AlwaysOn, mit einer Zusammensetzung aus unterschiedlichen Technologien und der Abhängigkeit zu Windows. 7. Problematische RTO (Recovery Time Objective) Microsoft postioniert die SQL Server Multi-Subnet Clustering Architektur als brauchbare HA/DR Architektur. Bedenkt man jedoch die Problematik im Zusammenhang mit DNS Replikation und den möglichen langen Wartezeiten auf Client-Seite von bis zu 16 Minuten, sind strenge RTO Anforderungen (Recovery Time Objectives) nicht erfüllbar. Im Gegensatz zu Oracle besitzt der SQL Server keine Datenbank-integrierten Technologien, wie Oracle Fast Application Notification (FAN) oder Oracle Fast Connection Failover (FCF). 8. Problematische RPO (Recovery Point Objective) SQL Server ermöglicht Forced Failover (erzwungenes Failover), bietet jedoch keine Möglichkeit zur automatischen Übertragung der letzten Datenbits von einem alten zu einem neuen primären Replikat, wenn der Verfügbarkeitsmodus asynchron war. Oracle Data Guard hingegen bietet diese Unterstützung durch das Flush Redo Feature. Dies sichert "Zero Data Loss" und beste RPO auch in erzwungenen Failover-Situationen. 9. Lesbare Sekundäre Replikate mit Einschränkungen Aufgrund des Snapshot Isolation Transaction Level für lesbare sekundäre Replikate, besitzen diese Einschränkungen mit Auswirkung auf die primäre Datenbank. Die Bereinigung von Ghost Records auf der primären Datenbank, wird beeinflusst von lang laufenden Abfragen auf der lesabaren sekundären Datenbank. Die lesbare sekundäre Datenbank kann nicht in die Verfügbarkeitsgruppe aufgenommen werden, wenn es aktive Transaktionen auf der primären Datenbank gibt. Zusätzlich können DLL Änderungen auf der primären Datenbank durch Abfragen auf der sekundären blockiert werden. Und imkrementelle Backups werden hier nicht unterstützt.   Keine dieser Restriktionen existiert unter Oracle Data Guard.

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  • OpenGL basics: calling glDrawElements once per object

    - by Bethor
    Hi all, continuing on from my explorations of the basics of OpenGL (see this question), I'm trying to figure out the basic principles of drawing a scene with OpenGL. I am trying to render a simple cube repeated n times in every direction. My method appears to yield terrible performance : 1000 cubes brings performance below 50fps (on a QuadroFX 1800, roughly a GeForce 9600GT). My method for drawing these cubes is as follows: done once: set up a vertex buffer and array buffer containing my cube vertices in model space set up an array buffer indexing the cube for drawing as 12 triangles done for each frame: update uniform values used by the vertex shader to move all cubes at once done for each cube, for each frame: update uniform values used by the vertex shader to move each cube to its position call glDrawElements to draw the positioned cube Is this a sane method ? If not, how does one go about something like this ? I'm guessing I need to minimize calls to glUniform, glDrawElements, or both, but I'm not sure how to do that. Full code for my little test : (depends on gletools and pyglet) I'm aware that my init code (at least) is really ugly; I'm concerned with the rendering code for each frame right now, I'll move to something a little less insane for the creation of the vertex buffers and such later on. import pyglet from pyglet.gl import * from pyglet.window import key from numpy import deg2rad, tan from gletools import ShaderProgram, FragmentShader, VertexShader, GeometryShader vertexData = [-0.5, -0.5, -0.5, 1.0, -0.5, 0.5, -0.5, 1.0, 0.5, -0.5, -0.5, 1.0, 0.5, 0.5, -0.5, 1.0, -0.5, -0.5, 0.5, 1.0, -0.5, 0.5, 0.5, 1.0, 0.5, -0.5, 0.5, 1.0, 0.5, 0.5, 0.5, 1.0] elementArray = [2, 1, 0, 1, 2, 3,## back face 4, 7, 6, 4, 5, 7,## front face 1, 3, 5, 3, 7, 5,## top face 2, 0, 4, 2, 4, 6,## bottom face 1, 5, 4, 0, 1, 4,## left face 6, 7, 3, 6, 3, 2]## right face def toGLArray(input): return (GLfloat*len(input))(*input) def toGLushortArray(input): return (GLushort*len(input))(*input) def initPerspectiveMatrix(aspectRatio = 1.0, fov = 45): frustumScale = 1.0 / tan(deg2rad(fov) / 2.0) fzNear = 0.5 fzFar = 300.0 perspectiveMatrix = [frustumScale*aspectRatio, 0.0 , 0.0 , 0.0 , 0.0 , frustumScale, 0.0 , 0.0 , 0.0 , 0.0 , (fzFar+fzNear)/(fzNear-fzFar) , -1.0, 0.0 , 0.0 , (2*fzFar*fzNear)/(fzNear-fzFar), 0.0 ] return perspectiveMatrix class ModelObject(object): vbo = GLuint() vao = GLuint() eao = GLuint() initDone = False verticesPool = [] indexPool = [] def __init__(self, vertices, indexing): super(ModelObject, self).__init__() if not ModelObject.initDone: glGenVertexArrays(1, ModelObject.vao) glGenBuffers(1, ModelObject.vbo) glGenBuffers(1, ModelObject.eao) glBindVertexArray(ModelObject.vao) initDone = True self.numIndices = len(indexing) self.offsetIntoVerticesPool = len(ModelObject.verticesPool) ModelObject.verticesPool.extend(vertices) self.offsetIntoElementArray = len(ModelObject.indexPool) ModelObject.indexPool.extend(indexing) glBindBuffer(GL_ARRAY_BUFFER, ModelObject.vbo) glEnableVertexAttribArray(0) #position glVertexAttribPointer(0, 4, GL_FLOAT, GL_FALSE, 0, 0) glBindBuffer(GL_ELEMENT_ARRAY_BUFFER, ModelObject.eao) glBufferData(GL_ARRAY_BUFFER, len(ModelObject.verticesPool)*4, toGLArray(ModelObject.verticesPool), GL_STREAM_DRAW) glBufferData(GL_ELEMENT_ARRAY_BUFFER, len(ModelObject.indexPool)*2, toGLushortArray(ModelObject.indexPool), GL_STREAM_DRAW) def draw(self): glDrawElements(GL_TRIANGLES, self.numIndices, GL_UNSIGNED_SHORT, self.offsetIntoElementArray) class PositionedObject(object): def __init__(self, mesh, pos, objOffsetUf): super(PositionedObject, self).__init__() self.mesh = mesh self.pos = pos self.objOffsetUf = objOffsetUf def draw(self): glUniform3f(self.objOffsetUf, self.pos[0], self.pos[1], self.pos[2]) self.mesh.draw() w = 800 h = 600 AR = float(h)/float(w) window = pyglet.window.Window(width=w, height=h, vsync=False) window.set_exclusive_mouse(True) pyglet.clock.set_fps_limit(None) ## input forward = [False] left = [False] back = [False] right = [False] up = [False] down = [False] inputs = {key.Z: forward, key.Q: left, key.S: back, key.D: right, key.UP: forward, key.LEFT: left, key.DOWN: back, key.RIGHT: right, key.PAGEUP: up, key.PAGEDOWN: down} ## camera camX = 0.0 camY = 0.0 camZ = -1.0 def simulate(delta): global camZ, camX, camY scale = 10.0 move = scale*delta if forward[0]: camZ += move if back[0]: camZ += -move if left[0]: camX += move if right[0]: camX += -move if up[0]: camY += move if down[0]: camY += -move pyglet.clock.schedule(simulate) @window.event def on_key_press(symbol, modifiers): global forward, back, left, right, up, down if symbol in inputs.keys(): inputs[symbol][0] = True @window.event def on_key_release(symbol, modifiers): global forward, back, left, right, up, down if symbol in inputs.keys(): inputs[symbol][0] = False ## uniforms for shaders camOffsetUf = GLuint() objOffsetUf = GLuint() perspectiveMatrixUf = GLuint() camRotationUf = GLuint() program = ShaderProgram( VertexShader(''' #version 330 layout(location = 0) in vec4 objCoord; uniform vec3 objOffset; uniform vec3 cameraOffset; uniform mat4 perspMx; void main() { mat4 translateCamera = mat4(1.0f, 0.0f, 0.0f, 0.0f, 0.0f, 1.0f, 0.0f, 0.0f, 0.0f, 0.0f, 1.0f, 0.0f, cameraOffset.x, cameraOffset.y, cameraOffset.z, 1.0f); mat4 translateObject = mat4(1.0f, 0.0f, 0.0f, 0.0f, 0.0f, 1.0f, 0.0f, 0.0f, 0.0f, 0.0f, 1.0f, 0.0f, objOffset.x, objOffset.y, objOffset.z, 1.0f); vec4 modelCoord = objCoord; vec4 positionedModel = translateObject*modelCoord; vec4 cameraPos = translateCamera*positionedModel; gl_Position = perspMx * cameraPos; }'''), FragmentShader(''' #version 330 out vec4 outputColor; const vec4 fillColor = vec4(1.0f, 1.0f, 1.0f, 1.0f); void main() { outputColor = fillColor; }''') ) shapes = [] def init(): global camOffsetUf, objOffsetUf with program: camOffsetUf = glGetUniformLocation(program.id, "cameraOffset") objOffsetUf = glGetUniformLocation(program.id, "objOffset") perspectiveMatrixUf = glGetUniformLocation(program.id, "perspMx") glUniformMatrix4fv(perspectiveMatrixUf, 1, GL_FALSE, toGLArray(initPerspectiveMatrix(AR))) obj = ModelObject(vertexData, elementArray) nb = 20 for i in range(nb): for j in range(nb): for k in range(nb): shapes.append(PositionedObject(obj, (float(i*2), float(j*2), float(k*2)), objOffsetUf)) glEnable(GL_CULL_FACE) glCullFace(GL_BACK) glFrontFace(GL_CW) glEnable(GL_DEPTH_TEST) glDepthMask(GL_TRUE) glDepthFunc(GL_LEQUAL) glDepthRange(0.0, 1.0) glClearDepth(1.0) def update(dt): print pyglet.clock.get_fps() pyglet.clock.schedule_interval(update, 1.0) @window.event def on_draw(): with program: pyglet.clock.tick() glClear(GL_COLOR_BUFFER_BIT|GL_DEPTH_BUFFER_BIT) glUniform3f(camOffsetUf, camX, camY, camZ) for shape in shapes: shape.draw() init() pyglet.app.run()

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  • How do I add "Press any key to boot from usb" when installing Windows from a flash drive? (Grub4dos question / how to remove a bootloader)

    - by Vincent
    Hi there! I've been struggling with this problem for a while now and finially decided to ask for help. Let me first explain what the main purpose of the app is: to provide the a very easy to use way of backing up files, after which I format the drive and start Windows 7 setup. I do this by booting WinPE, which runs a script to detect Windows installations and then opens a file browser. After the file browser is closed, the script continues and formats the drive that contains the Windows installation, and starts an unattended Windows 7 install. Now here is the problem: When you start Windows setup or WinPE from a dvd, you get a nice option to "Press any key to boot from DVD". This is to prevent the computer from booting the DVD when the first phase of the installation is complete and the computer reboots. However, when booting from a flash drive, Windows does not provide this option: it simply boots the flash drive every reboot. To replicate the "press any key" function, I installed Grub4Dos, which works great. It provides a small menu, the first standard item being "Continue installation", the second being "start installation". After quite a lot of tweaking, I got everything working: Start installation starts WinPE, which in turn starts the Windows installation. At first reboot, the Grub4Dos menu comes up, counts 5 seconds and boots the second stage of the installation. Here, I am greeted with the error: "Windows setup could not configure windows to run on this computer's hardware." When I boot into WinPE the normal way (put the bootmgr on the stick root) and change my bios to boot from the primary hdd after first reboot, I don't get this error. I've been looking around, and the only thing I could find was that the BIOS automatically names the boot device hd0, and that Windows can only be run / installed to hd 0. I'm not sure if this is the problem. I read about remapping to solve this problem, but to do that you have to know the phisical location of the hard drive and partition, like hd(0,1). I want this flash drive to work on any PC, regardless of where the OS is installed, so that's not really a possibility. A possible fix I thought of is removing the bootloader from the flash drive when I'm in WinPE. That way, when the pc reboots the BIOS will not see the flash drive as a boot drive and instead boot the primary hdd. I have yet to find a way to do this. Thank you for reading my question, and if you have any suggestion, please do.

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  • SChannel "cannot find certificate in either LocalMachine or CurrentUser store"

    - by Chris J
    We have an in-house application that requires the use of client SSL certificates to authenticate with a remote server (not under our control). This has worked without problems before but on deploying to a new server, we're having problems getting Windows 2008 to use the certificate. The certificate exists as a .pfx file that contains a private key. The same certificate exists in the LocalMachine store, again with its private key. We've ensured the one in the LocalMachine store is correct by creating a website in IIS against that certificate, so we're happy that the certificate, certificate chain, and private key is valid. The PFX has been created by exporting from the Certificates MMC snap-in. The issue is that we get the following in the system diagnostic logs that suggests it can't find the private key: System.Net Information: 0 : [5988] SecureChannel#23264094 – Locating the private key for the certificate: [Subject] CN=internal-server.company.com, OU=Servers, OU=Devices, O=org [Issuer] CN=SubCA02, OU=CA, o=org [Serial Number] 407ABCDE [Not Before] 31/10/2013 11:08:48 AM [Not After] 31/10/2016 11:08:48 AM [Thumbprint] 4354A34F6004F019E60F055979A47E50F62D1504 . System.Net Information: 0 : [5988] SecureChannel#23264094 – Cannot find the certificate in either the LocalMachine store or the CurrentUser store. I've validated the thumbprint, issuer and serial number listed in the log with the certificate in the LocalMachine store and these marry up. From what I can tell with much searching, this appears to be a permissions issue. The user the application is running as has been granted access to the private key (Personal Certificates - right click on the certificate - all tasks - Manage Private Keys), so I'm now at a loss as to which permission(s) it may be that is causing the issue.

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  • Cant connect to mysql using self signed SSL certificate

    - by carpii
    After creating a self-signed SSL certificate, I have configured my remote mysqld to use them (and ssl is enabled) I ssh into my remote server, and try connecting to its own mysqld using ssl (mysql server is 5.5.25).. ~> mysql -u <user> -p --ssl=1 --ssl-cert=client.cert --ssl-key=client.key --ssl-ca=ca.cert Enter password: ERROR 2026 (HY000): SSL connection error: error:00000001:lib(0):func(0):reason(1) Ok, I remember reading theres some problem with connecting to the same server via SSL. So I download the client keys down to my local box, and test from there... ~> mysql -h <server> -u <user> -p --ssl=1 --ssl-cert=client.cert --ssl-key=client.key --ssl-ca=ca.cert Enter password: ERROR 2026 (HY000): SSL connection error Its unclear what this "SSL connection error" error refers to, but if I omit the -ssl-ca, then I am able to connect using SSL.. ~> mysql -h <server> -u <user> -p --ssl=1 --ssl-cert=client.cert --ssl-key=client.key Enter password: Welcome to the MySQL monitor. Commands end with ; or \g. Your MySQL connection id is 37 Server version: 5.5.25 MySQL Community Server (GPL) However, I believe that this is only encrypting the connection, and not actually verifying the validity of the cert (meaning I would be potentially vulnerable to man-in-middle attack) The ssl certs are valid (albeit self signed), and do not have a passphrase on them So my question is, what am I doing wrong? How can I connect via SSL, using a self signed certificate? MySQL Server version is 5.5.25 and the server and clients are Centos 5 Thanks for any advice Edit: Note that in all cases, the command is being issued from the same directory where the ssl keys reside (hence no absolute path)

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  • rpm build from src file

    - by danielrutledge
    Hi all, I'm trying to build from a *.src.rpm file on FC 12 in such a way that the files are distributed a across my system as they would with a normal binary build (in this case, *.h files end up in /usr/include). When I ran rpmbuild, the headers weren't present. Here's my rpmbuild command: [root@localhost sphirewalld]# rpm -ivv /home/dan/Downloads/gtest-1.3.0-2.20090601svn257.fc12.src.rpm ============== /home/dan/Downloads/gtest-1.3.0-2.20090601svn257.fc12.src.rpm Expected size: 489395 = lead(96)+sigs(180)+pad(4)+data(489115) Actual size: 489395 loading keyring from pubkeys in /var/lib/rpm/pubkeys/*.key couldn't find any keys in /var/lib/rpm/pubkeys/*.key loading keyring from rpmdb opening db environment /var/lib/rpm/Packages cdb:mpool:joinenv opening db index /var/lib/rpm/Packages rdonly mode=0x0 locked db index /var/lib/rpm/Packages opening db index /var/lib/rpm/Name rdonly mode=0x0 read h# 931 Header sanity check: OK added key gpg-pubkey-57bbccba-4a6f97af to keyring read h# 1327 Header sanity check: OK added key gpg-pubkey-7fac5991-4615767f to keyring read h# 1420 Header sanity check: OK added key gpg-pubkey-16ca1a56-4a100959 to keyring read h# 1896 Header sanity check: OK added key gpg-pubkey-a3a882c1-4a1009ef to keyring Using legacy gpg-pubkey(s) from rpmdb /home/dan/Downloads/gtest-1.3.0-2.20090601svn257.fc12.src.rpm: Header SHA1 digest: OK (3e98ed9b1631395d417e00f35c83ebe588ea9d3b) added source package [0] found 1 source and 0 binary packages Expected size: 489395 = lead(96)+sigs(180)+pad(4)+data(489115) Actual size: 489395 InstallSourcePackage at: psm.c:232: Header SHA1 digest: OK (3e98ed9b1631395d417e00f35c83ebe588ea9d3b) gtest-1.3.0-2.20090601svn257.fc12 ========== Directories not explicitly included in package: 0 /root/rpmbuild/SOURCES/ 1 /root/rpmbuild/SPECS/ ========== warning: user mockbuild does not exist - using root warning: group mockbuild does not exist - using root fini 100664 1 ( 0, 0) 478034 /root/rpmbuild/SOURCES/gtest-1.3.0.tar.bz2;4ba93ce1 unknown warning: user mockbuild does not exist - using root warning: group mockbuild does not exist - using root fini 100644 1 ( 0, 0) 30505 /root/rpmbuild/SOURCES/gtest-svnr257.patch;4ba93ce1 unknown warning: user mockbuild does not exist - using root warning: group mockbuild does not exist - using root fini 100644 1 ( 0, 0) 2732 /root/rpmbuild/SPECS/gtest.spec;4ba93ce1 unknown GZDIO: 63 reads, 511788 total bytes in 0.005930 secs closed db index /var/lib/rpm/Name closed db index /var/lib/rpm/Packages closed db environment /var/lib/rpm/Packages Thanks for your help.

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  • Cannot connect to my EC2 instance because of "Permission denied (publickey)"

    - by Burak
    In AWS console, I saw that my key pair was deleted. I created a new one with the same name. Then I tried to connect with ssh -v -i sohoKey.pem ec2-user@******.compute-1.amazonaws.com Here's the output: macs-MacBook-Air:~ mac$ ssh -v -i sohoKey.pem ec2-user@******.compute-1.amazonaws.com OpenSSH_5.6p1, OpenSSL 0.9.8r 8 Feb 2011 debug1: Reading configuration data /etc/ssh_config debug1: Applying options for * debug1: Connecting to ********.compute-1.amazonaws.com [*****] port 22. debug1: Connection established. debug1: identity file sohoKey.pem type -1 debug1: identity file sohoKey.pem-cert type -1 debug1: Remote protocol version 2.0, remote software version OpenSSH_5.3 debug1: match: OpenSSH_5.3 pat OpenSSH* debug1: Enabling compatibility mode for protocol 2.0 debug1: Local version string SSH-2.0-OpenSSH_5.6 debug1: SSH2_MSG_KEXINIT sent debug1: SSH2_MSG_KEXINIT received debug1: kex: server->client aes128-ctr hmac-md5 none debug1: kex: client->server aes128-ctr hmac-md5 none debug1: SSH2_MSG_KEX_DH_GEX_REQUEST(1024<1024<8192) sent debug1: expecting SSH2_MSG_KEX_DH_GEX_GROUP debug1: SSH2_MSG_KEX_DH_GEX_INIT sent debug1: expecting SSH2_MSG_KEX_DH_GEX_REPLY debug1: Host '*******.compute-1.amazonaws.com' is known and matches the RSA host key. debug1: Found key in /Users/mac/.ssh/known_hosts:3 debug1: ssh_rsa_verify: signature correct debug1: SSH2_MSG_NEWKEYS sent debug1: expecting SSH2_MSG_NEWKEYS debug1: SSH2_MSG_NEWKEYS received debug1: Roaming not allowed by server debug1: SSH2_MSG_SERVICE_REQUEST sent debug1: SSH2_MSG_SERVICE_ACCEPT received debug1: Authentications that can continue: publickey debug1: Next authentication method: publickey debug1: Offering RSA public key: sohoKey.pem debug1: Authentications that can continue: publickey debug1: Trying private key: sohoKey.pem debug1: read PEM private key done: type RSA debug1: Authentications that can continue: publickey debug1: No more authentication methods to try. Permission denied (publickey). Update: I detached my old EBS and attached to the new instance. Now, how can I mount it?

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  • Use an environment variable in a launchd script

    - by sirlancelot
    I'm curious if it's possible to specify an envrionment variable in the ProgramArguments portion of a luanchd script on Mac OS X Leopard. <?xml version="1.0" encoding="UTF-8"?> <!DOCTYPE plist PUBLIC "-//Apple//DTD PLIST 1.0//EN" "http://www.apple.com/DTDs/PropertyList-1.0.dtd"> <plist version="1.0"> <dict> <key>Label</key> <string>me.mpietz.MountDevRoot</string> <key>ProgramArguments</key> <array> <string>/bin/sh</string> <string>$HOME/bin/attach-devroot.sh</string> <!-- Instead of using... <string>/Users/mpietz/bin/attach-devroot.sh</string --> </array> <key>RunAtLoad</key> <true/> </dict> </plist>

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  • SSH hangs without password prompt

    - by Wilco
    Just reinstalled OS X and for some reason I now cannot connect to a specific machine on my local network via SSH. I can SSH to other machines on the network without any problems, and other machines can SSH to the problematic one as well. I'm not sure where to start looking for problems - can anyone point me in the right direction? Here's a dump of a connection attempt: OpenSSH_5.1p1, OpenSSL 0.9.7l 28 Sep 2006 debug1: Reading configuration data /etc/ssh_config debug1: Connecting to 10.0.1.7 [10.0.1.7] port 22. debug1: Connection established. debug1: identity file /Users/nwilliams/.ssh/identity type -1 debug1: identity file /Users/nwilliams/.ssh/id_rsa type -1 debug1: identity file /Users/nwilliams/.ssh/id_dsa type -1 debug1: Remote protocol version 2.0, remote software version OpenSSH_4.5 debug1: match: OpenSSH_4.5 pat OpenSSH* debug1: Enabling compatibility mode for protocol 2.0 debug1: Local version string SSH-2.0-OpenSSH_5.1 debug1: SSH2_MSG_KEXINIT sent debug1: SSH2_MSG_KEXINIT received debug1: kex: server->client aes128-cbc hmac-md5 none debug1: kex: client->server aes128-cbc hmac-md5 none debug1: SSH2_MSG_KEX_DH_GEX_REQUEST(1024<1024<8192) sent debug1: expecting SSH2_MSG_KEX_DH_GEX_GROUP debug1: SSH2_MSG_KEX_DH_GEX_INIT sent debug1: expecting SSH2_MSG_KEX_DH_GEX_REPLY debug1: Host '10.0.1.7' is known and matches the RSA host key. debug1: Found key in /Users/nwilliams/.ssh/known_hosts:1 debug1: ssh_rsa_verify: signature correct debug1: SSH2_MSG_NEWKEYS sent debug1: expecting SSH2_MSG_NEWKEYS debug1: SSH2_MSG_NEWKEYS received debug1: SSH2_MSG_SERVICE_REQUEST sent debug1: SSH2_MSG_SERVICE_ACCEPT received debug1: Authentications that can continue: publickey,gssapi-keyex,gssapi-with-mic,password,keyboard-interactive debug1: Next authentication method: gssapi-keyex debug1: No valid Key exchange context debug1: Next authentication method: gssapi-with-mic ... at this point it hangs for quite a while, and then resumes ... debug1: Unspecified GSS failure. Minor code may provide more information Server not found in Kerberos database debug1: Unspecified GSS failure. Minor code may provide more information Server not found in Kerberos database debug1: Unspecified GSS failure. Minor code may provide more information debug1: Next authentication method: publickey debug1: Trying private key: /Users/nwilliams/.ssh/identity debug1: Trying private key: /Users/nwilliams/.ssh/id_rsa debug1: Trying private key: /Users/nwilliams/.ssh/id_dsa debug1: Next authentication method: keyboard-interactive

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  • Deploying a Git server in a AWS linux instance

    - by Leroux
    I'm making a git server on my linux instance in AWS. I tried doing it using these instructions but in the end I always get stuck with a "Permission denied (publickey)" message. So here is my detailed steps, the client is my windows machine running mysysgit and the server is the AWS ubuntu instance : 1) I created user Git with a simple password. 2) Created the ssh directory in ~/.ssh 3) On the client I created ssh keys using ssh-keygen -t rsa -b 1024, they got dropped in my /Users/[Name]/.ssh directory, id_rsa and id_rsa.pub key pair was created. 4) Using notepad I copy pasted the text into newly created files on the server in the ~/.ssh directory of my Git user. ~/.ssh/id_rsa and **~/.ssh/id_rsa.pub** were copied. 5) On the server I made the authorized_hosts file using "cat id_rsa.pub authorized_hosts" (while inside the .ssh directory) 6) Now to test it, on my client machine I did ssh -v git@[ip.address] 7) Result : debug1: Host 'ip.address' is known and matches the RSA host key. debug1: Found key in /c/Users/[Name]/.ssh/known_hosts:1 debug1: ssh_rsa_verify: signature correct debug1: SSH2_MSG_NEWKEYS sent debug1: expecting SSH2_MSG_NEWKEYS debug1: SSH2_MSG_NEWKEYS received debug1: SSH2_MSG_SERVICE_REQUEST sent debug1: SSH2_MSG_SERVICE_ACCEPT received debug1: Authentications that can continue: publickey debug1: Next authentication method: publickey debug1: Trying private key: /c/Users/[Name]/.ssh/identity debug1: Trying private key: /c/Users/[Name]/.ssh/id_rsa debug1: Offering public key: /c/Users/[Name]/.ssh/id_dsa debug1: Authentications that can continue: publickey debug1: No more authentication methods to try. Permission denied (publickey). I would appreciate any insight anyone can give me.

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  • special case ssh connection lag

    - by Hersheezy
    Setup We have a DMZ and LAN in our office that are connected to the outside with the following setup: +------+ | |------> LAN (normal office router) |Modem | | |------> DMZ (a single machine) +------+ Our internet account is with Comcast and we have 5 status IPs, one of which points to the single machine in the DMZ. Problem ssh connections initiated ANYWHERE EXCEPT the office LAN are really fast. However, from the LAN, there is about a 5 second delay. WTF?? Extra info The DMZ machine is debian 5. Executing a wget to the DMZ has no lag. When executing the following, everything up to HERE IS WHERE THE LAG IS INCURRED executes immediately. ssh -vvvv [email protected] ... debug2: set_newkeys: mode 1 debug1: SSH2_MSG_NEWKEYS sent debug1: expecting SSH2_MSG_NEWKEYS debug3: Wrote 16 bytes for a total of 1015 debug2: set_newkeys: mode 0 debug1: SSH2_MSG_NEWKEYS received debug1: SSH2_MSG_SERVICE_REQUEST sent debug3: Wrote 48 bytes for a total of 1063 debug2: service_accept: ssh-userauth debug1: SSH2_MSG_SERVICE_ACCEPT received debug2: key: /home/shopkins/.ssh/id_rsa (0x22440830) debug2: key: /home/shopkins/.ssh/identity ((nil)) debug2: key: /home/shopkins/.ssh/id_dsa ((nil)) debug3: Wrote 64 bytes for a total of 1127` HERE IS WHERE THE LAG IS INCURRED debug1: Authentications that can continue: publickey,password debug3: start over, passed a different list publickey,password debug3: preferred gssapi-keyex,gssapi-with-mic,gssapi,publickey,keyboard-interactive,password debug3: authmethod_lookup publickey debug3: remaining preferred: keyboard-interactive,password debug3: authmethod_is_enabled publickey debug1: Next authentication method: publickey debug1: Offering public key: /home/shopkins/.ssh/id_rsa debug3: send_pubkey_test debug2: we sent a publickey packet, wait for reply debug3: Wrote 368 bytes for a total of 1495 debug1: Authentications that can continue: publickey,password debug1: Trying private key: /home/shopkins/.ssh/identity debug3: no such identity: /home/shopkins/.ssh/identity debug1: Trying private key: /home/shopkins/.ssh/id_dsa debug3: no such identity: /home/shopkins/.ssh/id_dsa debug2: we did not send a packet, disable method debug3: authmethod_lookup password debug3: remaining preferred: ,password debug3: authmethod_is_enabled password debug1: Next authentication method: password [email protected]'s password:

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