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电子
摘要：电子，认知计算和传感的大规模现代技术革命为当今物联网（IoT）的开发提供了关键的基础架构，以用于广泛的应用。但是，由于端点设备的计算，存储和通信功能有限，因此物联网基础架构暴露于广泛的网络攻击中。因此，darknet或黑洞（污水坑）攻击很大，并且最近针对多种物联网通信服务发射的攻击向量。由于DarkNet地址空间是作为保留的Internet地址空间演变而来的，在全球合法的主机上不考虑使用，因此任何通信运输IC都被推测为未经请求的，并且独特地认为是探测器，反向散射或错误概括。因此，在本文中，我们在物联网网络中开发，调查和评估基于机器学习的DarkNet流量检测系统（DTD）的性能。主要是，我们使用六种监督的机器学习技术，包括行李决策树的合奏（BAG-DT），ADABOOST决策树共制（ADA-DT），RUSBOOSTED决策树组合（RUS-DT），可优化的决策树（O-DT），可优化的k-nearest k-nearest Inloes noest（O-nearest ofignize k-nearest nearp-egrigheat（o-o-knn）和Optim optig optig optim difcs和optigs ivciminant（Outigizigriminant（O-DSC））和DSC。我们在最近且全面的数据集上评估了已实施的DTD模型，称为CIC-Darknet-2020数据集，该数据集由当代实际的实际IoT通信流量组成，其中涉及四个差异类别，这些类别在一个数据集中结合了VPN和Tor Trapl IC，其中涵盖了涵盖广泛捕获的Cyber-Attacts和Deampersshide Serpect Service的单个数据集。我们的经验绩效分析表明，与其他实施的监督学习技术相比，Bagging集成技术（BAG-DT）更高的准确性和更低的错误率，得分为99.50％的分类精度，低推断开销为9.09 µ秒。最后，我们还与其他现有的DTDS型号进行了对比，并证明我们的最佳结果比以前的最新模型改善了（1.9〜27％）。
可穿戴计算：
1972 年，我刚开始在卡内基梅隆大学 (CMU) 工作，加入了 Gordon Bell 的研究小组，当时他刚开始探索多处理器系统。1972 年下半年，Sam Fuller 加入了研究小组，计算机模块项目就此诞生。Cm*（计算机模块复制一次或多次，以 Kline 星号表示）是一种可扩展架构，在本地总线上具有共享地址空间，并扩展到集群总线和集群间链路，实现了第一个非统一内存访问 (NUMA) 多处理器 [18]。到 20 世纪 70 年代末，业界对多处理器系统产生了浓厚的兴趣，主要由学生组成的大学设计团队很难跟上拥有更多资源的专业工程团队的步伐，无法设计出速度更快、更复杂的逻辑。
可穿戴计算：
1972 年，我刚开始在卡内基梅隆大学 (CMU) 工作，加入了 Gordon Bell 的研究小组，当时他刚开始探索多处理器系统。1972 年下半年，Sam Fuller 加入了研究小组，计算机模块项目就此诞生。Cm*（Kline 星号表示计算机模块复制一次或多次）是一种可扩展架构，在本地总线上具有共享地址空间，并扩展到集群总线和集群间链路，实现了第一个非统一内存访问 (NUMA) 多处理器 [18]。到 20 世纪 70 年代末，业界对多处理器系统产生了浓厚的兴趣，主要由学生组成的大学设计团队很难跟上拥有更多资源的专业工程团队的步伐，无法设计出速度更快、更复杂的逻辑。
识别RPKI采用中的当前障碍
社会越来越依赖互联网作为关键基础设施。域间路由是一种核心Internet协议，它使流量能够跨独立网络在全球范围内流动。对互联网基础架构安全的担忧促使决策者尤其是促进更强的路由安全性，尤其是资源公钥基础设备（RPKI）。RPKI是一个加密框架，可确保2012年标准化的路由。在2024年，RPKI证书仍未涵盖近50％的路由IP地址块。目前尚不清楚哪些障碍可以阻止NET-WORKS采用RPKI。本文调查了RPKI采用较低的网络，以了解采用率低或为什么不存在的网络。我们发现网络的地理领域服务，规模，业务类别和地址空间委托的复杂性影响RPKI的采用。我们的分析可能有助于指导决策者为促进RPKI采用并改善路线安全状况的努力。
不要成为障碍：划分名称空间使在常规SSD上工作
不幸的是，闪存存储具有明显的物理限制。擦除块中的闪存单元只能在块完全删除后重写。闪光单元在每个写入和校准周期中都磨损，最终失去了可靠存储数据的能力，从而限制了细胞耐力。在传统的SSD中，闪存单元格及其特点隐藏在传统块界面后面。该接口是通过SSD上的复杂固件（Flash Translation Layer（FTL）（§2）实现的。块间面暴露于主机一个平坦的地址空间，可以在页面粒度（通常为4 kb）上写下，类似于HDD。该接口对应用程序开发人员熟悉，并得到主要操作系统的支持。但是，由于闪光灯细胞不能被覆盖，必须在擦除块粒度（通常几个兆字节）上擦除，随机写入迫使FTL实现垃圾收集以从对数字地址空间中被覆盖的旧数据中收回空间。垃圾收集在擦除擦除块之前将有效数据转发为过度配置（备用）闪存空间。这会导致写入，其中一旦在闪光灯上进行了多次写入逻辑地址空间的字节。通过使用多余的写入和射击循环来写扩增寿命。将数据放在一起将在同一时间左右无效的数据是避免写入放大的关键。重大的研究工作已朝着管理常规SSD块接口的不良影响方面。不幸的是，FTL无法访问此类数据放置所需的应用程序级信息，并且应用程序对FTL如何在设备上安排数据的控制有限。这在管理垃圾收集和其他FTL任务引起的绩效降低和不可预测性方面进行了很多工作[19，29，55，56]。先前的工作具有反向工程的FTL，以找到与FTL内部操作最有效的访问模式[20，62]。系统也经常会闪光灯写作以延长其闪光设备的寿命，因为它们的工作负载会导致高写放大[6，16，25]。本文认为，系统社区应停止今天研究常规SSD。我们的努力应该转移到分区名称空间（ZNS）SSD [52]。Zns是一个新的SSD接口，在
烟雾探测器与基于安全关键飞机的连接...
功能代码（位 24..15）每个应用程序功能在其各自的消息类型中都被指定为唯一的功能代码。除了描述下一级仲裁优先级之外，功能代码还用于传输逻辑数据，而无需使用实际的 CAN 数据字段。在这种情况下，数据长度代码 (DLC) 为 0，从而能够高效利用数据带宽，特别是对于 R_PDO 和 R_SDO，它们主要包含针对烟雾探测器的状态请求，并且不携带除请求本身之外的任何其他信息。模块 ID（位 14..5）模块 ID 字段包含 CAN 节点的唯一网络标识。当消息同时指向多个节点时，这也可能是广播标识。两个子字段模块类型和模块地址将模块 ID 分为设备类别及其各自的地址。整个模块地址空间可重复用于网络上的每个模块类型。系统 ID（位 4..0）系统 ID 用于使用唯一系统标记 CAN 标识符
航天级并行持久性 SRAM 存储器
非易失性 − √ √ √ 写入性能 √ − − √ 读取性能 √ − − √ 耐久性 √ − − √ 功率 − − − √ MRAM 是一种真正的随机存取存储器；允许在内存中随机进行读取和写入。MRAM 非常适合必须存储和检索数据而不会产生较大延迟的应用程序。它提供低延迟、低功耗、高耐久性、高性能和可扩展的内存技术。AS3xxx332 采用小尺寸（15mm x 17mm）142 球 BGA 封装。在 1、2、4Gb 密度下，该设备使用一个芯片选择 E#。在此配置中，形成一个 1、2、4Gb 的连续地址空间。在 8Gb 配置中，该封装有两个 4 个芯片组，每个芯片组可单独选择，但不能同时选择。每个芯片组可使用 E1# 和 E2# 选择。在 8Gb 配置中，不得同时选择 E1# 和 E2#，因为两个组共享相同的 I/O 引脚。AS3xxx332 提供工业扩展（-40°C 至 125°C）工作温度范围：这是以结温测量的。
dnacontainer：DNA上的基于对象的存储架构
摘要：全球每年生产的数字数据量正在越来越多。估计表明，到2025年，我们将达到175个全球创建的数字数据的Zettabytes。尽管今天在存储设备上取得了进步，但当前的数据库管理系统无法应对这些数据量。除了最近的存储技术方面的改进，还需要达到生成数据的不断增长。考虑到当前的存储技术（例如HDD和Tape）需要每隔几年更换时，就会进一步夸大此问题。为了应对这种缺陷，脱氧核糖核酸（DNA）提供了一种新颖的耐用（千年尺度），极度致密和能效的储存培养基。但是，当前的DNA系统缺乏对随机访问的支持，除了键值查找之外，还缺乏表达性查询支持。在本文中，我们提出了DNACONTAINER，这是DNA上的一种新型存储架构，它跨越了物体上的大量虚拟地址空间，从而使随机访问DNA大规模访问DNA，同时遵守所需的生化约束。DNACONTAINER的接口还促进了常见的外部数据结构的实现，例如数组和列表将数据存储在固定大小的块中。
面向未来移动混合的硬件内存管理...
摘要 — 当前移动应用的内存占用量快速增长，对内存系统设计构成巨大挑战。DRAM 主内存不足会导致内存和存储之间频繁的数据交换，这一过程会损害性能、消耗能量并降低典型闪存设备的写入耐久性。另一方面，更大的 DRAM 具有更高的漏电功率并会更快耗尽电池电量。此外，DRAM 的扩展趋势使得 DRAM 在移动领域的进一步增长因成本而变得难以承受。新兴的非易失性存储器 (NVM) 有可能缓解这些问题，因为它的单位成本容量高于 DRAM，并且静态功耗极低。最近，出现了各种 NVM 技术，包括相变存储器 (PCM)、忆阻器和 3-D XPoint。尽管有上述优势，但与 DRAM 相比，NVM 的访问延迟更长，并且 NVM 写入会产生更高的延迟和磨损成本。因此，将这些新内存技术集成到内存层次结构中需要从根本上重新构建传统系统设计。在本研究中，我们提出了一种硬件加速内存管理器 (HMMU)，它在平面地址空间中寻址，并将一小部分 DRAM 保留用于子页块级管理。我们在这个内存管理器中设计了一组数据放置和数据迁移策略，以便我们能够利用每种内存技术的优势。通过用这个 HMMU 增强系统，我们降低了整体内存延迟，同时还减少了对 NVM 的写入。实验结果表明，与未来可能难以维持的全 DRAM 基线相比，我们的设计实现了 39% 的能耗降低，而性能仅下降了 12%。
LibrettOS：一个动态适应的多服务器库操作系统
我们提出了 LibrettOS，这是一种融合两种范式的操作系统设计，可同时解决隔离、性能、兼容性、故障可恢复性和运行时升级等问题。LibrettOS 充当以隔离方式运行服务器的微内核操作系统。为了获得更好的性能，LibrettOS 还可以充当库操作系统，选定的应用程序被授予对存储和网络等虚拟硬件资源的独占访问权限。此外，应用程序可以在运行时在两种操作系统模式之间切换而不会中断。LibrettOS 具有独特的优势，即两种范式无缝共存于同一操作系统中，使用户能够同时利用各自的优势（即更高的隔离性、高性能）。系统代码（例如设备驱动程序、网络堆栈和文件系统）在两种模式下保持相同，从而实现动态模式切换并降低开发和维护成本。为了说明这些设计原则，我们使用 rump 内核实现了 LibrettOS 的原型，使我们能够重用现有的、强化的 NetBSD 设备驱动程序和与 POSIX/BSD 兼容的大型应用程序生态系统。我们使用硬件 (VM) 虚拟化来将不同的 rump 内核实例彼此强隔离。由于原始的 rumprun 单核内核针对的是单处理器系统的更简单模型，因此我们对其进行了重新设计以支持多核系统。与 DPDK 等内核旁路库不同，应用程序无需修改即可从直接硬件访问中受益。LibrettOS 还支持通过我们开发的网络服务器进行间接访问。TCP/IP 堆栈的实例始终直接在应用程序的地址空间内运行。与原始的 rumprun 或单片操作系统不同，即使