2014年10月

Linux的inode的理解

一、inode是什么?

理解inode,要从文件储存说起。
文件储存在硬盘上,硬盘的最小存储单位叫做"扇区"(Sector)。每个扇区储存512字节(相当于0.5KB)。

 

操作系统读取硬盘的时候,不会一个个扇区地读取,这样效率太低,而是一次性连续读取多个扇区,即一次性读取一个"块"(block)。这种由多个扇区组成的"块",是文件存取的最小单位。"块"的大小,最常见的是4KB,即连续八个 sector组成一个 block。

 

文件数据都储存在"块"中,那么很显然,我们还必须找到一个地方储存文件的元信息,比如文件的创建者、文件的创建日期、文件的大小等等。这种储存文件元信息的区域就叫做inode,中文译名为"索引节点"。

 

二、inode的内容
inode包含文件的元信息,具体来说有以下内容:
  * 文件的字节数
  * 文件拥有者的User ID
  * 文件的Group ID
  * 文件的读、写、执行权限
  * 文件的时间戳,共有三个:ctime指inode上一次变动的时间,mtime指文件内容上一次变动的时间,atime指文件上一次打开的时间。
  * 链接数,即有多少文件名指向这个inode
  * 文件数据block的位置

 

可以用stat命令,查看某个文件的inode信息:
stat example.txt

 

总之,除了文件名以外的所有文件信息,都存在inode之中。至于为什么没有文件名,下文会有详细解释。

 

三、inode的大小
inode也会消耗硬盘空间,所以硬盘格式化的时候,操作系统自动将硬盘分成两个区域。一个是数据区,存放文件数据;另一个是inode区(inode table),存放inode所包含的信息。
每 个inode节点的大小,一般是128字节或256字节。inode节点的总数,在格式化时就给定,一般是每1KB或每2KB就设置一个inode。假定 在一块1GB的硬盘中,每个inode节点的大小为128字节,每1KB就设置一个inode,那么inode table的大小就会达到128MB,占整块硬盘的12.8%。

 

查看每个硬盘分区的inode总数和已经使用的数量,可以使用df命令。
df -i
查看每个inode节点的大小,可以用如下命令:
sudo dumpe2fs -h /dev/hda | grep "Inode size"
由于每个文件都必须有一个inode,因此有可能发生inode已经用光,但是硬盘还未存满的情况。这时,就无法在硬盘上创建新文件。

 

四、inode号码
每个inode都有一个号码,操作系统用inode号码来识别不同的文件。

 

这 里值得重复一遍,Unix/Linux系统内部不使用文件名,而使用inode号码来识别文件。对于系统来说,文件名只是inode号码便于识别的别称或 者绰号。表面上,用户通过文件名,打开文件。实际上,系统内部这个过程分成三步:首先,系统找到这个文件名对应的inode号码;其次,通过inode号 码,获取inode信息;最后,根据inode信息,找到文件数据所在的block,读出数据。

使用ls -i命令,可以看到文件名对应的inode号码:

ls -i example.txt

 

五、目录文件
Unix/Linux系统中,目录(directory)也是一种文件。打开目录,实际上就是打开目录文件。

 

目录文件的结构非常简单,就是一系列目录项(dirent)的列表。每个目录项,由两部分组成:所包含文件的文件名,以及该文件名对应的inode号码。

 

ls命令只列出目录文件中的所有文件名:
ls /etc
ls -i命令列出整个目录文件,即文件名和inode号码:
ls -i /etc
如果要查看文件的详细信息,就必须根据inode号码,访问inode节点,读取信息。ls -l命令列出文件的详细信息。
ls -l /etc

 

六、硬链接
一 般情况下,文件名和inode号码是"一一对应"关系,每个inode号码对应一个文件名。但是,Unix/Linux系统允许,多个文件名指向同一个 inode号码。这意味着,可以用不同的文件名访问同样的内容;对文件内容进行修改,会影响到所有文件名;但是,删除一个文件名,不影响另一个文件名的访 问。这种情况就被称为"硬链接"(hard link)。

ln命令可以创建硬链接:

ln 源文件 目标文件
运 行上面这条命令以后,源文件与目标文件的inode号码相同,都指向同一个inode。inode信息中有一项叫做"链接数",记录指向该inode的文 件名总数,这时就会增加1。反过来,删除一个文件名,就会使得inode节点中的"链接数"减1。当这个值减到0,表明没有文件名指向这个inode,系 统就会回收这个inode号码,以及其所对应block区域。

 

这里顺便说一下目录文件的"链接数"。创建目录时, 默认会生成两个目录项:"."和".."。前者的inode号码就是当前目录的inode号码,等同于当前目录的"硬链接";后者的inode号码就是当 前目录的父目录的inode号码,等同于父目录的"硬链接"。所以,任何一个目录的"硬链接"总数,总是等于2加上它的子目录总数(含隐藏目录),这里的 2是父目录对其的“硬链接”和当前目录下的".硬链接“。

 

七、软链接
除了硬链接以外,还有 一种特殊情况。文件A和文件B的inode号码虽然不一样,但是文件A的内容是文件B的路径。读取文件A时,系统会自动将访问者导向文件B。因此,无论打 开哪一个文件,最终读取的都是文件B。这时,文件A就称为文件B的"软链接"(soft link)或者"符号链接(symbolic link)。

 

这 意味着,文件A依赖于文件B而存在,如果删除了文件B,打开文件A就会报错:"No such file or directory"。这是软链接与硬链接最大的不同:文件A指向文件B的文件名,而不是文件B的inode号码,文件B的inode"链接数"不会因此 发生变化。

 

ln -s命令可以创建软链接。
ln -s 源文文件或目录 目标文件或目录

 

八、inode的特殊作用
由于inode号码与文件名分离,这种机制导致了一些Unix/Linux系统特有的现象。
  1. 有时,文件名包含特殊字符,无法正常删除。这时,直接删除inode节点,就能起到删除文件的作用。
  2. 移动文件或重命名文件,只是改变文件名,不影响inode号码。
  3. 打开一个文件以后,系统就以inode号码来识别这个文件,不再考虑文件名。因此,通常来说,系统无法从inode号码得知文件名。
      第3点使得软件更新变得简单,可以在不关闭软件的情况下进行更新,不需要重启。因为系统通过inode号码,识别运行中的文件,不通过文件名。更新的时 候,新版文件以同样的文件名,生成一个新的inode,不会影响到运行中的文件。等到下一次运行这个软件的时候,文件名就自动指向新版文件,旧版文件的 inode则被回收。

 

九 实际问题

在一台配置较低的Linux服务器(内存、硬盘比较小)的/data分区内创建文件时,系统提示磁盘空间不足,用df -h命令查看了一下磁盘使用情况,发现/data分区只使用了66%,还有12G的剩余空间,按理说不会出现这种问题。 后来用df -i查看了一下/data分区的索引节点(inode),发现已经用满(IUsed=100%),导致系统无法创建新目录和文件。

 

 

查找原因:

/data/cache目录中存在数量非常多的小字节缓存文件,占用的Block不多,但是占用了大量的inode。

 

解决方案:
1、删除/data/cache目录中的部分文件,释放出/data分区的一部分inode。
2、用软连接将空闲分区/opt中的newcache目录连接到/data/cache,使用/opt分区的inode来缓解/data分区inode不足的问题:
ln -s /opt/newcache /data/cache

 

转自:
http://www.ruanyifeng.com/blog/2011/12/inode.html
http://blog.s135.com/post/295/
http://hi.baidu.com/leejun_2005/blog/item/d9aa13a53b3af6e99152ee7e.html

同余运算及其基本性质

     100除以7的余数是2,意思就是说把100个东西七个七个分成一组的话最后还剩2个。余数有一个严格的定义:假如被除数是a,除数是b(假设它们 均为正整数),那么我们总能够找到一个小于b的自然数r和一个整数m,使得a=bm+r。这个r就是a除以b的余数,m被称作商。我们经常用mod来表示 取余,a除以b余r就写成a mod b = r。

    如果两个数a和b之差能被m整除,那么我们就说a和b对模数m同余(关于m同余)。比 如,100-60除以8正好除尽,我们就说100和60对于模数8同余。它的另一层含义就是说,100和60除以8的余数相同。a和b对m同余,我们记作 a≡b(mod m)。比如,刚才的例子可以写成100≡60(mod 8)。你会发现这种记号到处都在用,比如和数论相关的书中就经常把a mod 3 = 1写作a≡1(mod 3)。

    之所以把同余当作一种运算,是因为同余满足运算的诸多性质。比如,同余满足等价关系。具体地说,它满足自反性(一个数永远和自己同余)、对称性(a和b同余,b和a也就同余)和传递性(a和b同余,b和c同余可以推出a和c同余)。这三个性质都是显然的。

     同余运算里还有稍微复杂一些的性质。比如,同余运算和整数加减法一样满足“等量加等量,其和不变”。小学我们就知道,等式两边可以同时加上一个相等的数。例 如,a=b可以推出a+100=b+100。这样的性质在同余运算中也有:对于同一个模数m,如果a和b同余,x和y同余,那么a+x和b+y也同余。在 我看来,这个结论几乎是显然的。当然,我们也可以严格证明这个定理。这个定理对减法同样有效。

性质:如果a≡b(mod m),x≡y(mod m),则a+x≡b+y(mod m)。
证 明:条件告诉我们,可以找到p和q使得a-mp = b-mq,也存在r和s使得x-mr = y-ms。于是a-mp + x-mr = b-mq + y-ms,即a+x-m(p+r) = b+y-m(q+s),这就告诉我们a+x和b+y除以m的余数相同。

容易想到,两个同余式对应相乘,同余式两边仍然相等:
如果a≡b(mod m),x≡y(mod m),则ax≡by(mod m)。
证明:条件告诉我们,a-mp = b-mq,x-mr = y-ms。于是(a-mp)(x-mr) = (b-mq)(y-ms),等式两边分别展开后必然是ax-m(…) = by-m(…)的形式,这就说明ax≡by(mod m)。

现在你知道为什么有的题要 叫你“输出答案mod xxxxx的结果”了吧,那是为了避免高精度运算,因为这里的结论告诉我们在运算过程中边算边mod和算完后再mod的结果一样。假如a是一个很大的数, 令b=a mod m,那么(a * 100) mod m和(b * 100) mod m的结果是完全一样的,这相当于是在a≡b (mod m)的两边同时乘以100。这些结论其实都很显然,因为同余运算只关心余数(不关心“整的部分”),完全可以每一次运算后都只保留余数。因此,整个运算过 程中参与运算的数都不超过m,避免了高精度的出现。

在证明Fermat小定理时,我们用到了这样一个定理:
如果ac≡bc(mod m),且c和m互质,则a≡b(mod m) (就是说同余式两边可以同时除以一个和模数互质的数)。
证明:条件告诉我们,ac-mp = bc-mq,移项可得ac-bc = mp-mq,也就是说(a-b)c = m(p-q)。这表明,(a-b)c里需要含有因子m,但c和m互质,因此只有可能是a-b被m整除,也即a≡b(mod m)。

 

原文地址:http://www.matrix67.com/blog/archives/236

原码,反码,补码详解

本篇文章讲解了计算机的原码, 反码和补码. 并且进行了深入探求了为何要使用反码和补码, 以及更进一步的论证了为何可以用反码, 补码的加法计算原码的减法.  希望本文对大家学习计算机基础有所帮助!

一. 机器数和真值

在学习原码, 反码和补码之前, 需要先了解机器数和真值的概念.

1、机器数

一个数在计算机中的二进制表示形式,  叫做这个数的机器数。机器数是带符号的,在计算机用一个数的最高位存放符号, 正数为0, 负数为1.

比如,十进制中的数 +3 ,计算机字长为8位,转换成二进制就是00000011。如果是 -3 ,就是 10000011 。

那么,这里的 00000011 和 10000011 就是机器数。

2、真值

因为第一位是符号位,所以机器数的形式值就不等于真正的数值。例如上面的有符号数 10000011,其最高位1代表负,其真正数值是 -3 而不是形式值131(10000011转换成十进制等于131)。所以,为区别起见,将带符号位的机器数对应的真正数值称为机器数的真值。

例:0000 0001的真值 = +000 0001 = +1,1000 0001的真值 = –000 0001 = –1

 

二. 原码, 反码, 补码的基础概念和计算方法.

在探求为何机器要使用补码之前, 让我们先了解原码, 反码和补码的概念.对于一个数, 计算机要使用一定的编码方式进行存储. 原码, 反码, 补码是机器存储一个具体数字的编码方式.

1. 原码

原码就是符号位加上真值的绝对值, 即用第一位表示符号, 其余位表示值. 比如如果是8位二进制:

[+1] = 0000 0001

[-1] = 1000 0001

第一位是符号位. 因为第一位是符号位, 所以8位二进制数的取值范围就是:

[1111 1111 , 0111 1111]

[-127 , 127]

原码是人脑最容易理解和计算的表示方式.

2. 反码

反码的表示方法是:

正数的反码是其本身

负数的反码是在其原码的基础上, 符号位不变,其余各个位取反.

[+1] = [00000001] = [00000001]

[-1] = [10000001] = [11111110]

可见如果一个反码表示的是负数, 人脑无法直观的看出来它的数值. 通常要将其转换成原码再计算.

3. 补码

补码的表示方法是:

正数的补码就是其本身

负数的补码是在其原码的基础上, 符号位不变, 其余各位取反, 最后+1. (即在反码的基础上+1)

[+1] = [00000001] = [00000001] = [00000001]

[-1] = [10000001] = [11111110] = [11111111]

对于负数, 补码表示方式也是人脑无法直观看出其数值的. 通常也需要转换成原码在计算其数值.

 

三. 为何要使用原码, 反码和补码

在开始深入学习前, 我的学习建议是先"死记硬背"上面的原码, 反码和补码的表示方式以及计算方法.

现在我们知道了计算机可以有三种编码方式表示一个数. 对于正数因为三种编码方式的结果都相同:

[+1] = [00000001] = [00000001] = [00000001]

所以不需要过多解释. 但是对于负数:

[-1] = [10000001] = [11111110] = [11111111]

可见原码, 反码和补码是完全不同的. 既然原码才是被人脑直接识别并用于计算表示方式, 为何还会有反码和补码呢?

首先, 因为人脑可以知道第一位是符号位, 在计算的时候我们会根据符号位, 选择对真值区域的加减. (真值的概念在本文最开头). 但是对于计算机, 加减乘数已经是最基础的运算, 要设计的尽量简单. 计算机辨别"符号位"显然会让计算机的基础电路设计变得十分复杂! 于是人们想出了将符号位也参与运算的方法. 我们知道, 根据运算法则减去一个正数等于加上一个负数, 即: 1-1 = 1 + (-1) = 0 , 所以机器可以只有加法而没有减法, 这样计算机运算的设计就更简单了.

于是人们开始探索 将符号位参与运算, 并且只保留加法的方法. 首先来看原码:

计算十进制的表达式: 1-1=0

1 - 1 = 1 + (-1) = [00000001] + [10000001] = [10000010] = -2

如果用原码表示, 让符号位也参与计算, 显然对于减法来说, 结果是不正确的.这也就是为何计算机内部不使用原码表示一个数.

为了解决原码做减法的问题, 出现了反码:

计算十进制的表达式: 1-1=0

1 - 1 = 1 + (-1) = [0000 0001] + [1000 0001]= [0000 0001] + [1111 1110] = [1111 1111] = [1000 0000] = -0

发现用反码计算减法, 结果的真值部分是正确的. 而唯一的问题其实就出现在"0"这个特殊的数值上. 虽然人们理解上+0和-0是一样的, 但是0带符号是没有任何意义的. 而且会有[0000 0000]和[1000 0000]两个编码表示0.

于是补码的出现, 解决了0的符号以及两个编码的问题:

1-1 = 1 + (-1) = [0000 0001] + [1000 0001] = [0000 0001] + [1111 1111] = [0000 0000]=[0000 0000]

这样0用[0000 0000]表示, 而以前出现问题的-0则不存在了.而且可以用[1000 0000]表示-128:

(-1) + (-127) = [1000 0001] + [1111 1111] = [1111 1111] + [1000 0001] = [1000 0000]

-1-127的结果应该是-128, 在用补码运算的结果中, [1000 0000] 就是-128. 但是注意因为实际上是使用以前的-0的补码来表示-128, 所以-128并没有原码和反码表示.(对-128的补码表示[1000 0000]补算出来的原码是[0000 0000], 这是不正确的)

使用补码, 不仅仅修复了0的符号以及存在两个编码的问题, 而且还能够多表示一个最低数. 这就是为什么8位二进制, 使用原码或反码表示的范围为[-127, +127], 而使用补码表示的范围为[-128, 127].

因为机器使用补码, 所以对于编程中常用到的32位int类型, 可以表示范围是: [-231, 231-1] 因为第一位表示的是符号位.而使用补码表示时又可以多保存一个最小值.

 

四 原码, 反码, 补码 再深入

计算机巧妙地把符号位参与运算, 并且将减法变成了加法, 背后蕴含了怎样的数学原理呢?

将钟表想象成是一个1位的12进制数. 如果当前时间是6点, 我希望将时间设置成4点, 需要怎么做呢?我们可以:

1. 往回拨2个小时: 6 - 2 = 4

2. 往前拨10个小时: (6 + 10) mod 12 = 4

3. 往前拨10+12=22个小时: (6+22) mod 12 =4

2,3方法中的mod是指取模操作, 16 mod 12 =4 即用16除以12后的余数是4.

所以钟表往回拨(减法)的结果可以用往前拨(加法)替代!

现在的焦点就落在了如何用一个正数, 来替代一个负数. 上面的例子我们能感觉出来一些端倪, 发现一些规律. 但是数学是严谨的. 不能靠感觉.

首先介绍一个数学中相关的概念: 同余

 

同余的概念

两个整数a,b,若它们除以整数m所得的余数相等,则称a,b对于模m同余

记作 a ≡ b (mod m)

读作 a 与 b 关于模 m 同余。

举例说明:

4 mod 12 = 4

16 mod 12 = 4

28 mod 12 = 4

所以4, 16, 28关于模 12 同余.

 

负数取模

正数进行mod运算是很简单的. 但是负数呢?

下面是关于mod运算的数学定义:

201103302155504514

上面是截图, "取下界"符号找不到如何输入(word中粘贴过来后乱码). 下面是使用"L"和"J"替换上图的"取下界"符号:

x mod y = x - y L x / y J

上面公式的意思是:

x mod y等于 x 减去 y 乘上 x与y的商的下界.

以 -3 mod 2 举例:

-3 mod 2

= -3 - 2xL -3/2 J

= -3 - 2xL-1.5J

= -3 - 2x(-2)

= -3 + 4 = 1

所以:

(-2) mod 12 = 12-2=10

(-4) mod 12 = 12-4 = 8

(-5) mod 12 = 12 - 5 = 7

 

开始证明

再回到时钟的问题上:

回拨2小时 = 前拨10小时

回拨4小时 = 前拨8小时

回拨5小时= 前拨7小时

注意, 这里发现的规律!

结合上面学到的同余的概念.实际上:

(-2) mod 12 = 10

10 mod 12 = 10

-2与10是同余的.

(-4) mod 12 = 8

8 mod 12 = 8

-4与8是同余的.

距离成功越来越近了. 要实现用正数替代负数, 只需要运用同余数的两个定理:

反身性:

a ≡ a (mod m)

这个定理是很显而易见的.

线性运算定理:

如果a ≡ b (mod m),c ≡ d (mod m) 那么:

(1)a ± c ≡ b ± d (mod m)

(2)a * c ≡ b * d (mod m)

如果想看这个定理的证明, 请看:http://baike.baidu.com/view/79282.htm

所以:

7 ≡ 7 (mod 12)

(-2) ≡ 10 (mod 12)

7 -2 ≡ 7 + 10 (mod 12)

现在我们为一个负数, 找到了它的正数同余数. 但是并不是7-2 = 7+10, 而是 7 -2 ≡ 7 + 10 (mod 12) , 即计算结果的余数相等.

接下来回到二进制的问题上, 看一下: 2-1=1的问题.

2-1=2+(-1) = [0000 0010] + [1000 0001]= [0000 0010] + [1111 1110]

先到这一步, -1的反码表示是1111 1110. 如果这里将[1111 1110]认为是原码, 则[1111 1110]原 = -126, 这里将符号位除去, 即认为是126.

发现有如下规律:

(-1) mod 127 = 126

126 mod 127 = 126

即:

(-1) ≡ 126 (mod 127)

2-1 ≡ 2+126 (mod 127)

2-1 与 2+126的余数结果是相同的! 而这个余数, 正式我们的期望的计算结果: 2-1=1

所以说一个数的反码, 实际上是这个数对于一个膜的同余数. 而这个膜并不是我们的二进制, 而是所能表示的最大值! 这就和钟表一样, 转了一圈后总能找到在可表示范围内的一个正确的数值!

而2+126很显然相当于钟表转过了一轮, 而因为符号位是参与计算的, 正好和溢出的最高位形成正确的运算结果.

既然反码可以将减法变成加法, 那么现在计算机使用的补码呢? 为什么在反码的基础上加1, 还能得到正确的结果?

2-1=2+(-1) = [0000 0010] + [1000 0001] = [0000 0010] + [1111 1111]

如果把[1111 1111]当成原码, 去除符号位, 则:

[0111 1111] = 127

其实, 在反码的基础上+1, 只是相当于增加了膜的值:

(-1) mod 128 = 127

127 mod 128 = 127

2-1 ≡ 2+127 (mod 128)

此时, 表盘相当于每128个刻度转一轮. 所以用补码表示的运算结果最小值和最大值应该是[-128, 128].

但是由于0的特殊情况, 没有办法表示128, 所以补码的取值范围是[-128, 127]

本人一直不善于数学, 所以如果文中有不对的地方请大家多多包含, 多多指点!

优酷真实视频地址解析

序:优酷之前更新了次算法(很久之前了,呵呵。。。),故此很多博客的解析算法已经无法使用。很多大牛也已经更新了新的解析方法。我也在此写篇解析过程的文章。(本文使用语言为C#)

由于优酷视频地址时间限制,在你访问本篇文章时,下面所属链接有可能已经失效,望见谅。

例:http://v.youku.com/v_show/id_XNzk2NTI0MzMy.html

1:获取视频vid

在视频url中标红部分。一个正则表达式即可获取。

string getVid(string url)
{
    string strRegex = "(?<=id_)(\\w+)";
    Regex reg = new Regex(strRegex);
    Match match = reg.Match(url);
    return match.ToString();
}

 

2:获取视频元信息

http://v.youku.com/player/getPlayList/VideoIDS/XNzk2NTI0MzMy/Pf/4/ctype/12/ev/1

将前述vid嵌入到上面url中访问即可得到视频信息文件。由于视频信息过长不在此贴出全部内容。下面是部分重要内容的展示。(获取文件为json文件,可直接解析)

{ "data": [ {
            "ip": 996949050,
            "ep": "NQXRTAodIbrd1vnC8+JxB4emuRs41w7DWho=",
            "segs": {
                "hd2": [
                    {
                        "no": "0",
                        "size": "34602810",
                        "seconds": 205,
                        "k": "248fe14b4c1b37302411f67a",
                        "k2": "1c8e113cecad924c5"
                    },
                    {
                        "no": "1",
                    },] }, } ],}

上面显示的内容后面都会使用到。其中segs包含hd3,hd2,flv,mp4,3gp等各种格式,并且每种格式下均分为若干段。本次选用清晰度较高的hd2(视频格式为flv)

3:拼接m3u8地址

http://pl.youku.com/playlist/m3u8?ctype=12&ep={0}&ev=1&keyframe=1&oip={1}&sid={2}&token={3}&type={4}&vid={5}

以上共有6个参数,其中vid和oip已经得到,分别之前的vid和json文件中的ip字段,即(XNzk2NTI0MzMy1991941296),但是ep,sid,token需要重新计算(json文件中的ep值不能直接使用)。type即为之前选择的segs。

3.1计算ep,sid,token

计算方法单纯的为数学计算,下面给出计算的函数。三个参数可一次性计算得到。其中涉及到Base64编码解码知识,点击查看

private static string myEncoder(string a, byte[] c, bool isToBase64)
        {
            string result = "";
            List<Byte> bytesR = new List<byte>();
            int f = 0, h = 0, q = 0;
            int[] b = new int[256];
            for (int i = 0; i < 256; i++)
                    b[i] = i;
            while (h < 256)
            {
                f = (f + b[h] + a[h % a.Length]) % 256;
                int temp = b[h];
                b[h] = b[f];
                b[f] = temp;
                h++;
            }
            f = 0; h = 0; q = 0;
            while (q < c.Length)
            {
                h = (h + 1) % 256;
                f = (f + b[h]) % 256;
                int temp = b[h];
                b[h] = b[f];
                b[f] = temp;
                byte[] bytes = new byte[] { (byte)(c[q] ^ b[(b[h] + b[f]) % 256]) };
                bytesR.Add(bytes[0]);
                result += System.Text.ASCIIEncoding.ASCII.GetString(bytes);
                q++;
            }
            if (isToBase64)
            {
                Byte[] byteR = bytesR.ToArray();
                result = Convert.ToBase64String(byteR);
            }
            return result;
        }
        public static void getEp(string vid, string ep, ref string pNew, ref string token, ref string sid)
        {
            string template1 = "becaf9be";
            string template2 = "bf7e5f01";
            byte[] bytes = Convert.FromBase64String(ep);
            ep = ystem.Text.ASCIIEncoding.ASCII.GetString(bytes);
            string temp = myEncoder(template1, bytes, false);
            string[] part = temp.Split('_');
            sid = part[0];
            token = part[1];
            string whole = string.Format("{0}_{1}_{2}", sid, vid, token);
            byte[] newbytes = System.Text.ASCIIEncoding.ASCII.GetBytes(whole);
            epNew = myEncoder(template2, newbytes, true);
        }

 

计算得到ep,token,sid分别为cCaVGE6OUc8H4ircjj8bMiuwdH8KXJZ0vESH/7YbAMZuNaHQmjbTwg==, 3825, 241273717793612e7b085。注意,此时ep并不能直接拼接到url中,需要对此做一下url编码ToUrlEncode(ep)。最终ep为cCaVGE6OUc8H4ircjj8bMiuwdH8KXJZ0vESH%2f7YbAMZuNaHQmjbTwg%3d%3d

3.2视频格式及清晰度

视频格式和选择的segs有密切关系。如本文选择的hd2,格式即为flv,下面是segs,视频格式和清晰度的对照。之前对此部分理解有些偏差,多谢削着苹果走路提醒。

“segs”,”视频格式”,”清晰度”
"hd3", "flv", "1080P"
"hd2", "flv", "超清"
"mp4", "mp4", "高清"
"flvhd", "flv", "高清"
"flv", "flv", "标清"
"3gphd", "3gp", "高清"

 

3.3拼接地址

  最后的m3u8地址为

http://pl.youku.com/playlist/m3u8?ctype=12&ep=cCaVGE6OUc8H4ircjj8bMiuwdH8KXJZ0vESH%2f7YbAMZuNaHQmjbTwg%3d%3d&ev=1&keyframe=1&oip=996949050&sid=241273717793612e7b085&token=3825&type=hd2&vid=XNzk2NTI0MzMy

4:获取视频地址

将上述m3u8文件下载后,其中内容即为真实地址,不过还需要稍微处理一下。部分内容如下:

#EXTM3U
#EXT-X-TARGETDURATION:12
#EXT-X-VERSION:3
#EXTINF:6.006,
http://59.108.137.14/65666E0ED34581E6B96293A18/0300010F005430BCBA49631468DEFEC61C5678-3A78-37BA-1971-21A0D4EEA0E7.flv?ts_start=0&ts_end=5.906&ts_seg_no=0&ts_keyframe=1
#EXTINF:5.464,
http://59.108.137.14/65666E0ED34581E6B96293A18/0300010F005430BCBA49631468DEFEC61C5678-3A78-37BA-1971-21A0D4EEA0E7.flv?ts_start=5.906&ts_end=11.37&ts_seg_no=1&ts_keyframe=1
#EXTINF:5.505,
http://59.108.137.14/65666E0ED34581E6B96293A18/0300010F005430BCBA49631468DEFEC61C5678-3A78-37BA-1971-21A0D4EEA0E7.flv?ts_start=11.37&ts_end=16.875&ts_seg_no=2&ts_keyframe=1
#EXTINF:9.26,
http://59.108.137.14/65666E0ED34581E6B96293A18/0300010F005430BCBA49631468DEFEC61C5678-3A78-37BA-1971-21A0D4EEA0E7.flv?ts_start=16.875&ts_end=26.135&ts_seg_no=3&ts_keyframe=1
#EXTINF:11.136,
http://59.108.137.14/65666E0ED34581E6B96293A18/0300010F005430BCBA49631468DEFEC61C5678-3A78-37BA-1971-21A0D4EEA0E7.flv?ts_start=26.135&ts_end=37.271&ts_seg_no=4&ts_keyframe=1
#EXTINF:8.258,
http://59.108.137.14/65666E0ED34581E6B96293A18/0300010F005430BCBA49631468DEFEC61C5678-3A78-37BA-1971-21A0D4EEA0E7.flv?ts_start=37.271&ts_end=45.529&ts_seg_no=5&ts_keyframe=1
#EXTINF:9.843,
http://59.108.137.14/65666E0ED34581E6B96293A18/0300010F005430BCBA49631468DEFEC61C5678-3A78-37BA-1971-21A0D4EEA0E7.flv?ts_start=45.529&ts_end=55.372&ts_seg_no=6&ts_keyframe=1
#EXTINF:10.26,
http://59.108.137.14/65666E0ED34581E6B96293A18/0300010F005430BCBA49631468DEFEC61C5678-3A78-37BA-1971-21A0D4EEA0E7.flv?ts_start=55.372&ts_end=65.632&ts_seg_no=7&ts_keyframe=1

其中每条url只包含6s左右视频,但是可将url中参数部分去掉即可得到实际的长度。但是每条去掉后需合并一下相同的url,如上述列表可得到url片段

http://59.108.137.14/65666E0ED34581E6B96293A18/0300010F005430BCBA49631468DEFEC61C5678-3A78-37BA-1971-21A0D4EEA0E7.flv

将m3u8中所有的url片段全部下载即可大功告成。

QQ截图20141008164115

原文地址:http://www.cnblogs.com/zhaojunjie/p/4009192.html