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談到後排空間的舒適度,很多人只關心軸距、高低、座椅等等,卻很少注意到後排平整度如何。其實,後排平整度也是評價後排競爭力至關重要的指標,而且相信大家無論是買車還是坐車,對於後排中央的乘坐體驗也是十分關心的。

但如今不少轎車的後排中央地板總是會莫名其妙地凸起一部分,侵佔着有限的後排空間不說,更重要的是影響了後排中間乘客的舒適度。當然,也不乏見到有些車幾乎把後排地板處理得很平整。那麼,兩者之間的差距又是由什麼引起的?

簡單來說,後排凸與不凸與車輛本身的机械結構與布局有關。後排凸起,是因為考慮到排氣管、傳動軸,甚至一些剎車管線等重要零部件需通過汽車底盤的中央部分,而為了保護這些零部件的安全性,往往只能放置在後排的凸起位置,從而抬高零部件的離地間距。對於SUV、MpV這一類的車型,則是由於自身的離地間隙較高,沒有必要刻意讓位給這些零部件,因此,SUV的後排凸起相對比較少見,但並不代表就沒有。

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現在許多車企都具有平台化造車理念,以致於旗下的車型在結構上通常有不同程度的相似,後排的凸起自然也秉承了品牌的一貫傳統,比如說大眾、馬自達。而在這樣的背景下,即便是前驅車,其後排地板仍會凸起。這是由於同一款車型還分成了四驅與兩驅,車企為了兼顧到四驅車特殊的結構布局,同時受制於成本只能選擇在前驅車上繼續採用這樣的設計。所以,單純地通過後排的凸起與否,進而來判斷車輛到底是四驅還是兩驅是不夠準確的。

當然,後排的凸起也與產品定位、設計理念等不無關係。一般來說,如果是A級車,運動型定位,那麼後排的凸起比較常見,在消費者看來倒也無傷大雅。而作為B級車,舒適型定位,偏向於家用或商務,那麼廠家也會妥善處理好後排的隆起高度,來提升中間乘客的舒適度。

值得大家注意的是,後排是否凸起與車輛本身的強度還是安全性沒有一毛錢關係。事實上,早在設計之初,廠家就已經把底盤的零部件通通考慮進去,而不是中途“挖空”後排而犧牲車身質量。就目前來說,後排凸起的現象明顯集中在德系車上,包括大眾、寶馬等品牌。而後排地板幾乎全平整的,一般在日系車、韓系車以及國產車身上的概率較大,不過也有些日系車的後排隆起還是比較明顯,如軒逸、新思域等。

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X1的動力系統為1.5T 136馬力+6擋手自一體,2.0T 192馬力/2.0T 231馬力+8擋手自一體,其中動力系統也是最大的變化點,採用了全新的動力系統,同時換成了前驅布局,這樣下來的好處就是可以最大程度的利用空間,所以X1相對於老款X1來說,後排空間變得十分巨大,滿足了國人對於大空間的追求,但是讓人不滿意的就是一向以操控著稱的寶馬竟然用了3缸前驅的,即使這樣,但是價格依然那麼貴,這引起消費者很大的不滿。

坦白的說,操控方面,前驅確實不如后驅來的暢快,但是一般消費者也不是那麼容易就可以察覺出來前驅和后驅所帶來的操控的不同。再加上寶馬在國內的知名度,所以即使X1的價格貴,但是也有一些消費者買單。但是小編覺得X1的銷量想要有更大的改善,除了降價,沒有其它方法,畢竟成本更低的產品,但是價格卻沒有降低,消費者又不是不懂車。所以,價格更接地氣,

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GLA的動力系統為1.6T 156馬力/2.0T 184馬力/2.0T 211馬力+7擋雙離合,GLA的動力系統和Q3比較相似。駕駛感受也是典型的德系車的感覺,底盤紮實緊緻。動力系統匹配良好。但是由於奔馳的逼格更高,同時GLA外觀看起來更時尚,內飾看起來也更高檔,所以即使GLA的價格比Q3貴,但是GLA的銷量一點也不低。畢竟對於很多消費者來說,二十萬多一點的裸車價格,可以買到這麼漂亮的奔馳,還是一台SYV,這樣的吸引力還是很大的。

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奧迪Q3的車身尺寸為4398*1841*1591mm,軸距為2603mm,雖然和X1一樣,都是定位緊湊型SUV,但是Q3的尺寸要明顯小於X1,與其說是Q3的尺寸小,倒不如說是X1不按照常理出牌,搞了一個那麼大尺寸的SUV,和X1比起來,Q3顯得更小巧可愛,更適合女性消費者駕駛。

Q3的動力系統為1.4T 150馬力+6擋雙離合,2.0T 180馬力/2.0T 220馬力+7擋雙離合,由於奧迪的雙離合調教的也比較拿手,所以如果是普通家用的話,1.4T車型就夠用了,因為我們都知道雙離合的效率比較高,如果調教的好,駕駛感受會很不錯。同時1.4T車型不但價格便宜,而且油耗也比較低。

但是對於不差錢的消費者來說,小編還是很推薦2.0T的quattro 四驅車型,這才是奧迪最為精華的部分,quattro 四驅車型駕駛起來的感覺就是穩,准,狠。但是大部分消費者只是為了一個奧迪的標緻或者一個簡單的代步工具,所以一般不會考慮什麼四驅車型。本站聲明:網站內容來源於http://www.auto6s.com/,如有侵權,請聯繫我們,我們將及時處理

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眾所周知,數據庫能實現本地事務,也就是在同一個數據庫中,你可以允許一組操作要麼全都正確執行,要麼全都不執行。這裏特彆強調了本地事務,也就是目前的數據庫只能支持同一個數據庫中的事務。但現在的系統往往採用微服務架構,業務系統擁有獨立的數據庫,因此就出現了跨多個數據庫的事務需求,這種事務即為“分佈式事務”。那麼在目前數據庫不支持跨庫事務的情況下,我們應該如何實現分佈式事務呢?本文首先會為大家梳理分佈式事務的基本概念和理論基礎,然後介紹幾種目前常用的分佈式事務解決方案。廢話不多說,那就開始吧~

1 什麼是事務?

  事務由一組操作構成,我們希望這組操作能夠全部正確執行,如果這一組操作中的任意一個步驟發生錯誤,那麼就需要回滾之前已經完成的操作。也就是同一個事務中的所有操作,要麼全都正確執行,要麼全都不要執行。

2 事務的四大特性 ACID

  說到事務,就不得不提一下事務著名的四大特性。

  • 原子性

      原子性要求,事務是一個不可分割的執行單元,事務中的所有操作要麼全都執行,要麼全都不執行。

  • 一致性

      一致性要求,事務在開始前和結束后,數據庫的完整性約束沒有被破壞。

  • 隔離性

      事務的執行是相互獨立的,它們不會相互干擾,一個事務不會看到另一個正在運行過程中的事務的數據。

  • 持久性

      持久性要求,一個事務完成之後,事務的執行結果必須是持久化保存的。即使數據庫發生崩潰,在數據庫恢復後事務提交的結果仍然不會丟失

 

注意:事務只能保證數據庫的高可靠性,即數據庫本身發生問題后,事務提交后的數據仍然能恢復;而如果不是數據庫本身的故障,如硬盤損壞了,那麼事務提交的數據可能就丟失了。這屬於『高可用性』的範疇。因此,事務只能保證數據庫的『高可靠性』,而『高可用性』需要整個系統共同配合實現。

3 事務的隔離級別

  這裏擴展一下,對事務的隔離性做一個詳細的解釋。

  在事務的四大特性ACID中,要求的隔離性是一種嚴格意義上的隔離,也就是多個事務是串行執行的,彼此之間不會受到任何干擾。這確實能夠完全保證數據的安全性,但在實際業務系統中,這種方式性能不高。因此,數據庫定義了四種隔離級別,隔離級別和數據庫的性能是呈反比的,隔離級別越低,數據庫性能越高,而隔離級別越高,數據庫性能越差。

3.1 事務併發執行會出現的問題

  我們先來看一下在不同的隔離級別下,數據庫可能會出現的問題:

    1. 更新丟失

      當有兩個併發執行的事務,更新同一行數據,那麼有可能一個事務會把另一個事務的更新覆蓋掉。 當數據庫沒有加任何鎖操作的情況下會發生。

    2. 臟讀

      一個事務讀到另一個尚未提交的事務中的數據。 該數據可能會被回滾從而失效。 如果第一個事務拿着失效的數據去處理那就發生錯誤了。

    3. 不可重複讀

      不可重複度的含義:一個事務對同一行數據讀了兩次,卻得到了不同的結果。它具體分為如下兩種情況:

      •   虛讀:在事務1兩次讀取同一記錄的過程中,事務2對該記錄進行了修改,從而事務1第二次讀到了不一樣的記錄。
      •   幻讀:事務1在兩次查詢的過程中,事務2對該表進行了插入、刪除操作,從而事務1第二次查詢的結果發生了變化。

不可重複讀 與 臟讀 的區別? 臟讀讀到的是尚未提交的數據,而不可重複讀讀到的是已經提交的數據,只不過在兩次讀的過程中數據被另一個事務改過了。

3.2 數據庫的四種隔離級別

  數據庫一共有如下四種隔離級別:

  1. Read uncommitted 讀未提交

    在該級別下,一個事務對一行數據修改的過程中,不允許另一個事務對該行數據進行修改,但允許另一個事務對該行數據讀。 因此本級別下,不會出現更新丟失,但會出現臟讀、不可重複讀。

  2. Read committed 讀提交

    在該級別下,未提交的寫事務不允許其他事務訪問該行,因此不會出現臟讀;但是讀取數據的事務允許其他事務的訪問該行數據,因此會出現不可重複讀的情況。

  3. Repeatable read 重複讀

    在該級別下,讀事務禁止寫事務,但允許讀事務,因此不會出現同一事務兩次讀到不同的數據的情況(不可重複讀),且寫事務禁止其他一切事務。

  4. Serializable 序列化

    該級別要求所有事務都必須串行執行,因此能避免一切因併發引起的問題,但效率很低。

  隔離級別越高,越能保證數據的完整性和一致性,但是對併發性能的影響也越大。對於多數應用程序,可以優先考慮把數據庫系統的隔離級別設為Read Committed。它能夠避免臟讀取,而且具有較好的併發性能。儘管它會導致不可重複讀、幻讀和第二類丟失更新這些併發問題,在可能出現這類問題的個別場合,可以由應用程序採用悲觀鎖或樂觀鎖來控制。

4 什麼是分佈式事務?

  到此為止,所介紹的事務都是基於單數據庫的本地事務,目前的數據庫僅支持單庫事務,並不支持跨庫事務。而隨着微服務架構的普及,一個大型業務系統往往由若干個子系統構成,這些子系統又擁有各自獨立的數據庫。往往一個業務流程需要由多個子系統共同完成,而且這些操作可能需要在一個事務中完成。在微服務系統中,這些業務場景是普遍存在的。此時,我們就需要在數據庫之上通過某種手段,實現支持跨數據庫的事務支持,這也就是大家常說的“分佈式事務”。

這裏舉一個分佈式事務的典型例子——用戶下單過程。 當我們的系統採用了微服務架構后,一個電商系統往往被拆分成如下幾個子系統:商品系統、訂單系統、支付系統、積分系統等。整個下單的過程如下:

  1. 用戶通過商品系統瀏覽商品,他看中了某一項商品,便點擊下單
  2. 此時訂單系統會生成一條訂單
  3. 訂單創建成功后,支付系統提供支付功能
  4. 當支付完成后,由積分系統為該用戶增加積分

上述步驟2、3、4需要在一個事務中完成。對於傳統單體應用而言,實現事務非常簡單,只需將這三個步驟放在一個方法A中,再用Spring的@Transactional註解標識該方法即可。Spring通過數據庫的事務支持,保證這些步驟要麼全都執行完成,要麼全都不執行。但在這個微服務架構中,這三個步驟涉及三個系統,涉及三個數據庫,此時我們必須在數據庫和應用系統之間,通過某項黑科技,實現分佈式事務的支持。

5 CAP理論

CAP理論說的是:在一個分佈式系統中,最多只能滿足C、A、P中的兩個需求。

CAP的含義:

  • C:Consistency 一致性

    同一數據的多個副本是否實時相同。

  • A:Availability 可用性

    可用性:一定時間內 & 系統返回一個明確的結果 則稱為該系統可用。

  • P:Partition tolerance 分區容錯性

    將同一服務分佈在多個系統中,從而保證某一個系統宕機,仍然有其他系統提供相同的服務。

  CAP理論告訴我們,在分佈式系統中,C、A、P三個條件中我們最多只能選擇兩個。那麼問題來了,究竟選擇哪兩個條件較為合適呢?

對於一個業務系統來說,可用性和分區容錯性是必須要滿足的兩個條件,並且這兩者是相輔相成的。業務系統之所以使用分佈式系統,主要原因有兩個:

  • 提升整體性能

    當業務量猛增,單個服務器已經無法滿足我們的業務需求的時候,就需要使用分佈式系統,使用多個節點提供相同的功能,從而整體上提升系統的性能,這就是使用分佈式系統的第一個原因。

  • 實現分區容錯性

    單一節點 或 多個節點處於相同的網絡環境下,那麼會存在一定的風險,萬一該機房斷電、該地區發生自然災害,那麼業務系統就全面癱瘓了。為了防止這一問題,採用分佈式系統,將多個子系統分佈在不同的地域、不同的機房中,從而保證系統高可用性。

  這說明分區容錯性是分佈式系統的根本,如果分區容錯性不能滿足,那使用分佈式系統將失去意義。

  此外,可用性對業務系統也尤為重要。在大談用戶體驗的今天,如果業務系統時常出現“系統異常”、響應時間過長等情況,這使得用戶對系統的好感度大打折扣,在互聯網行業競爭激烈的今天,相同領域的競爭者不甚枚舉,系統的間歇性不可用會立馬導致用戶流向競爭對手。因此,我們只能通過犧牲一致性來換取系統的可用性分區容錯性。這也就是下面要介紹的BASE理論。

6 BASE理論

  CAP理論告訴我們一個悲慘但不得不接受的事實——我們只能在C、A、P中選擇兩個條件。而對於業務系統而言,我們往往選擇犧牲一致性來換取系統的可用性和分區容錯性。不過這裏要指出的是,所謂的“犧牲一致性”並不是完全放棄數據一致性,而是犧牲強一致性換取弱一致性。下面來介紹下BASE理論。

  • BA:Basic Available 基本可用S:Soft State:柔性狀態 同一數據的不同副本的狀態,可以不需要實時一致。
    • 整個系統在某些不可抗力的情況下,仍然能夠保證“可用性”,即一定時間內仍然能夠返回一個明確的結果。只不過“基本可用”和“高可用”的區別是:
      • “一定時間”可以適當延長 當舉行大促時,響應時間可以適當延長
      • 給部分用戶返回一個降級頁面 給部分用戶直接返回一個降級頁面,從而緩解服務器壓力。但要注意,返回降級頁面仍然是返回明確結果。
  • E:Eventual Consisstency:最終一致性 同一數據的不同副本的狀態,可以不需要實時一致,但一定要保證經過一定時間后仍然是一致的。

7 酸鹼平衡

  ACID能夠保證事務的強一致性,即數據是實時一致的。這在本地事務中是沒有問題的,在分佈式事務中,強一致性會極大影響分佈式系統的性能,因此分佈式系統中遵循BASE理論即可。但分佈式系統的不同業務場景對一致性的要求也不同。如交易場景下,就要求強一致性,此時就需要遵循ACID理論,而在註冊成功后發送短信驗證碼等場景下,並不需要實時一致,因此遵循BASE理論即可。因此要根據具體業務場景,在ACID和BASE之間尋求平衡。

8 分佈式事務協議

  下面介紹幾種實現分佈式事務的協議。

8.1 兩階段提交協議 2PC

分佈式系統的一個難點是如何保證架構下多個節點在進行事務性操作的時候保持一致性。為實現這個目的,二階段提交算法的成立基於以下假設:

  • 該分佈式系統中,存在一個節點作為協調者(Coordinator),其他節點作為參与者(Cohorts)。且節點之間可以進行網絡通信。
  • 所有節點都採用預寫式日誌,且日誌被寫入后即被保持在可靠的存儲設備上,即使節點損壞不會導致日誌數據的消失。
  • 所有節點不會永久性損壞,即使損壞后仍然可以恢復。

1. 第一階段(投票階段):

  1. 協調者節點向所有參与者節點詢問是否可以執行提交操作(vote),並開始等待各參与者節點的響應。
  2. 參与者節點執行詢問發起為止的所有事務操作,並將Undo信息和Redo信息寫入日誌。(注意:若成功這裏其實每個參与者已經執行了事務操作)
  3. 各參与者節點響應協調者節點發起的詢問。如果參与者節點的事務操作實際執行成功,則它返回一個”同意”消息;如果參与者節點的事務操作實際執行失敗,則它返回一個”中止”消息。

2. 第二階段(提交執行階段):

  當協調者節點從所有參与者節點獲得的相應消息都為”同意”時:

  1. 協調者節點向所有參与者節點發出”正式提交(commit)”的請求。
  2. 參与者節點正式完成操作,並釋放在整個事務期間內佔用的資源。
  3. 參与者節點向協調者節點發送”完成”消息。
  4. 協調者節點受到所有參与者節點反饋的”完成”消息后,完成事務。

  如果任一參与者節點在第一階段返回的響應消息為”中止”,或者 協調者節點在第一階段的詢問超時之前無法獲取所有參与者節點的響應消息時:

  1. 協調者節點向所有參与者節點發出”回滾操作(rollback)”的請求。
  2. 參与者節點利用之前寫入的Undo信息執行回滾,並釋放在整個事務期間內佔用的資源。
  3. 參与者節點向協調者節點發送”回滾完成”消息。
  4. 協調者節點受到所有參与者節點反饋的”回滾完成”消息后,取消事務。

  不管最後結果如何,第二階段都會結束當前事務。

  二階段提交看起來確實能夠提供原子性的操作,但是不幸的事,二階段提交還是有幾個缺點的:

  1. 執行過程中,所有參与節點都是事務阻塞型的。當參与者佔有公共資源時,其他第三方節點訪問公共資源不得不處於阻塞狀態。
  2. 參与者發生故障。協調者需要給每個參与者額外指定超時機制,超時后整個事務失敗。(沒有多少容錯機制)
  3. 協調者發生故障。參与者會一直阻塞下去。需要額外的備機進行容錯。(這個可以依賴後面要講的Paxos協議實現HA)
  4. 二階段無法解決的問題:協調者再發出commit消息之後宕機,而唯一接收到這條消息的參与者同時也宕機了。那麼即使協調者通過選舉協議產生了新的協調者,這條事務的狀態也是不確定的,沒人知道事務是否被已經提交。

為此,Dale Skeen和Michael Stonebraker在“A Formal Model of Crash Recovery in a Distributed System”中提出了三階段提交協議(3PC)。

8.2 三階段提交協議 3PC

  與兩階段提交不同的是,三階段提交有兩個改動點。

  • 引入超時機制。同時在協調者和參与者中都引入超時機制。
  • 在第一階段和第二階段中插入一個準備階段。保證了在最後提交階段之前各參与節點的狀態是一致的。

  也就是說,除了引入超時機制之外,3PC把2PC的準備階段再次一分為二,這樣三階段提交就有CanCommit、PreCommit、DoCommit三個階段。

1. CanCommit階段

  3PC的CanCommit階段其實和2PC的準備階段很像。協調者向參与者發送commit請求,參与者如果可以提交就返回Yes響應,否則返回No響應。

  1. 事務詢問

    協調者向參与者發送CanCommit請求。詢問是否可以執行事務提交操作。然後開始等待參与者的響應。

  2. 響應反饋

    參与者接到CanCommit請求之後,正常情況下,如果其自身認為可以順利執行事務,則返回Yes響應,並進入預備狀態。否則反饋No

2. PreCommit階段

  協調者根據參与者的反應情況來決定是否可以記性事務的PreCommit操作。根據響應情況,有以下兩種可能。 假如協調者從所有的參与者獲得的反饋都是Yes響應,那麼就會執行事務的預執行。

  1. 發送預提交請求

    協調者向參与者發送PreCommit請求,並進入Prepared階段。

  2. 事務預提交

    參与者接收到PreCommit請求后,會執行事務操作,並將undo和redo信息記錄到事務日誌中。

  3. 響應反饋

    如果參与者成功的執行了事務操作,則返回ACK響應,同時開始等待最終指令。

假如有任何一個參与者向協調者發送了No響應,或者等待超時之後,協調者都沒有接到參与者的響應,那麼就執行事務的中斷。

  1. 發送中斷請求

    協調者向所有參与者發送abort請求。

  2. 中斷事務

    參与者收到來自協調者的abort請求之後(或超時之後,仍未收到協調者的請求),執行事務的中斷。

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3. doCommit階段 該階段進行真正的事務提交,也可以分為以下兩種情況。

  該階段進行真正的事務提交,也可以分為以下兩種情況。

3.1 執行提交

  1. 發送提交請求

    協調接收到參与者發送的ACK響應,那麼他將從預提交狀態進入到提交狀態。並向所有參与者發送doCommit請求。

  2. 事務提交

    參与者接收到doCommit請求之後,執行正式的事務提交。並在完成事務提交之後釋放所有事務資源。

  3. 響應反饋

    事務提交完之後,向協調者發送Ack響應。

  4. 完成事務

    協調者接收到所有參与者的ack響應之後,完成事務。

3.2 中斷事務 協調者沒有接收到參与者發送的ACK響應(可能是接受者發送的不是ACK響應,也可能響應超時),那麼就會執行中斷事務。

  1. 發送中斷請求

    協調者向所有參与者發送abort請求

  2. 事務回滾

    參与者接收到abort請求之後,利用其在階段二記錄的undo信息來執行事務的回滾操作,並在完成回滾之後釋放所有的事務資源。

  3. 反饋結果

    參与者完成事務回滾之後,向協調者發送ACK消息

  4. 中斷事務

    協調者接收到參与者反饋的ACK消息之後,執行事務的中斷。

9 分佈式事務的解決方案

  分佈式事務的解決方案有如下幾種:

  • 全局消息
  • 基於可靠消息服務的分佈式事務
  • TCC
  • 最大努力通知

9.1 方案1:全局事務(DTP模型)

  全局事務基於DTP模型實現。DTP是由X/Open組織提出的一種分佈式事務模型——X/Open Distributed Transaction Processing Reference Model。它規定了要實現分佈式事務,需要三種角色:

  • AP:Application 應用系統

    它就是我們開發的業務系統,在我們開發的過程中,可以使用資源管理器提供的事務接口來實現分佈式事務。

  • TM:Transaction Manager 事務管理器

    • 分佈式事務的實現由事務管理器來完成,它會提供分佈式事務的操作接口供我們的業務系統調用。這些接口稱為TX接口。
    • 事務管理器還管理着所有的資源管理器,通過它們提供的XA接口來同一調度這些資源管理器,以實現分佈式事務。
    • DTP只是一套實現分佈式事務的規範,並沒有定義具體如何實現分佈式事務,TM可以採用2PC、3PC、Paxos等協議實現分佈式事務。
  • RM:Resource Manager 資源管理器

    • 能夠提供數據服務的對象都可以是資源管理器,比如:數據庫、消息中間件、緩存等。大部分場景下,數據庫即為分佈式事務中的資源管理器。
    • 資源管理器能夠提供單數據庫的事務能力,它們通過XA接口,將本數據庫的提交、回滾等能力提供給事務管理器調用,以幫助事務管理器實現分佈式的事務管理。
    • XA是DTP模型定義的接口,用於向事務管理器提供該資源管理器(該數據庫)的提交、回滾等能力。
    • DTP只是一套實現分佈式事務的規範,RM具體的實現是由數據庫廠商來完成的。
  1. 有沒有基於DTP模型的分佈式事務中間件?
  1. DTP模型有啥優缺點?

9.2 方案2:基於可靠消息服務的分佈式事務

  這種實現分佈式事務的方式需要通過消息中間件來實現。假設有A和B兩個系統,分別可以處理任務A和任務B。此時系統A中存在一個業務流程,需要將任務A和任務B在同一個事務中處理。下面來介紹基於消息中間件來實現這種分佈式事務。

 

 

  • 在系統A處理任務A前,首先向消息中間件發送一條消息
  • 消息中間件收到后將該條消息持久化,但並不投遞。此時下游系統B仍然不知道該條消息的存在。
  • 消息中間件持久化成功后,便向系統A返回一個確認應答;
  • 系統A收到確認應答后,則可以開始處理任務A;
  • 任務A處理完成后,向消息中間件發送Commit請求。該請求發送完成后,對系統A而言,該事務的處理過程就結束了,此時它可以處理別的任務了。 但commit消息可能會在傳輸途中丟失,從而消息中間件並不會向系統B投遞這條消息,從而系統就會出現不一致性。這個問題由消息中間件的事務回查機制完成,下文會介紹。
  • 消息中間件收到Commit指令后,便向系統B投遞該消息,從而觸發任務B的執行;
  • 當任務B執行完成后,系統B向消息中間件返回一個確認應答,告訴消息中間件該消息已經成功消費,此時,這個分佈式事務完成。

上述過程可以得出如下幾個結論:

  1. 消息中間件扮演者分佈式事務協調者的角色。
  2. 系統A完成任務A后,到任務B執行完成之間,會存在一定的時間差。在這個時間差內,整個系統處於數據不一致的狀態,但這短暫的不一致性是可以接受的,因為經過短暫的時間后,系統又可以保持數據一致性,滿足BASE理論。

上述過程中,如果任務A處理失敗,那麼需要進入回滾流程,如下圖所示:

 

  • 若系統A在處理任務A時失敗,那麼就會向消息中間件發送Rollback請求。和發送Commit請求一樣,系統A發完之後便可以認為回滾已經完成,它便可以去做其他的事情。

  • 消息中間件收到回滾請求后,直接將該消息丟棄,而不投遞給系統B,從而不會觸發系統B的任務B。

此時系統又處於一致性狀態,因為任務A和任務B都沒有執行。

  上面所介紹的Commit和Rollback都屬於理想情況,但在實際系統中,Commit和Rollback指令都有可能在傳輸途中丟失。那麼當出現這種情況的時候,消息中間件是如何保證數據一致性呢?——答案就是超時詢問機制。

 

 

  系統A除了實現正常的業務流程外,還需提供一個事務詢問的接口,供消息中間件調用。當消息中間件收到一條事務型消息后便開始計時,如果到了超時時間也沒收到系統A發來的Commit或Rollback指令的話,就會主動調用系統A提供的事務詢問接口詢問該系統目前的狀態。該接口會返回三種結果:

  • 提交

    若獲得的狀態是“提交”,則將該消息投遞給系統B。

  • 回滾

    若獲得的狀態是“回滾”,則直接將條消息丟棄。

  • 處理中

    若獲得的狀態是“處理中”,則繼續等待。

消息中間件的超時詢問機制能夠防止上游系統因在傳輸過程中丟失Commit/Rollback指令而導致的系統不一致情況,而且能降低上游系統的阻塞時間,上游系統只要發出Commit/Rollback指令后便可以處理其他任務,無需等待確認應答。而Commit/Rollback指令丟失的情況通過超時詢問機制來彌補,這樣大大降低上游系統的阻塞時間,提升系統的併發度。

  下面來說一說消息投遞過程的可靠性保證。 當上游系統執行完任務並向消息中間件提交了Commit指令后,便可以處理其他任務了,此時它可以認為事務已經完成,接下來消息中間件**一定會保證消息被下游系統成功消費掉!**那麼這是怎麼做到的呢?這由消息中間件的投遞流程來保證。

  消息中間件向下游系統投遞完消息后便進入阻塞等待狀態,下游系統便立即進行任務的處理,任務處理完成后便向消息中間件返回應答。消息中間件收到確認應答后便認為該事務處理完畢!

  如果消息在投遞過程中丟失,或消息的確認應答在返回途中丟失,那麼消息中間件在等待確認應答超時之後就會重新投遞,直到下游消費者返回消費成功響應為止。當然,一般消息中間件可以設置消息重試的次數和時間間隔,比如:當第一次投遞失敗后,每隔五分鐘重試一次,一共重試3次。如果重試3次之後仍然投遞失敗,那麼這條消息就需要人工干預。

 

 

 

有的同學可能要問:消息投遞失敗後為什麼不回滾消息,而是不斷嘗試重新投遞?

這就涉及到整套分佈式事務系統的實現成本問題。 我們知道,當系統A將向消息中間件發送Commit指令后,它便去做別的事情了。如果此時消息投遞失敗,需要回滾的話,就需要讓系統A事先提供回滾接口,這無疑增加了額外的開發成本,業務系統的複雜度也將提高。對於一個業務系統的設計目標是,在保證性能的前提下,最大限度地降低系統複雜度,從而能夠降低系統的運維成本。

不知大家是否發現,上游系統A向消息中間件提交Commit/Rollback消息採用的是異步方式,也就是當上游系統提交完消息后便可以去做別的事情,接下來提交、回滾就完全交給消息中間件來完成,並且完全信任消息中間件,認為它一定能正確地完成事務的提交或回滾。然而,消息中間件向下游系統投遞消息的過程是同步的。也就是消息中間件將消息投遞給下游系統后,它會阻塞等待,等下游系統成功處理完任務返回確認應答后才取消阻塞等待。為什麼這兩者在設計上是不一致的呢?

  首先,上游系統和消息中間件之間採用異步通信是為了提高系統併發度。業務系統直接和用戶打交道,用戶體驗尤為重要,因此這種異步通信方式能夠極大程度地降低用戶等待時間。此外,異步通信相對於同步通信而言,沒有了長時間的阻塞等待,因此系統的併發性也大大增加。但異步通信可能會引起Commit/Rollback指令丟失的問題,這就由消息中間件的超時詢問機制來彌補。

  那麼,消息中間件和下游系統之間為什麼要採用同步通信呢?

  異步能提升系統性能,但隨之會增加系統複雜度;而同步雖然降低系統併發度,但實現成本較低。因此,在對併發度要求不是很高的情況下,或者服務器資源較為充裕的情況下,我們可以選擇同步來降低系統的複雜度。 我們知道,消息中間件是一個獨立於業務系統的第三方中間件,它不和任何業務系統產生直接的耦合,它也不和用戶產生直接的關聯,它一般部署在獨立的服務器集群上,具有良好的可擴展性,所以不必太過於擔心它的性能,如果處理速度無法滿足我們的要求,可以增加機器來解決。而且,即使消息中間件處理速度有一定的延遲那也是可以接受的,因為前面所介紹的BASE理論就告訴我們了,我們追求的是最終一致性,而非實時一致性,因此消息中間件產生的時延導致事務短暫的不一致是可以接受的。

9.3 方案3:最大努力通知(定期校對)

  最大努力通知也被稱為定期校對,其實在方案二中已經包含,這裏再單獨介紹,主要是為了知識體系的完整性。這種方案也需要消息中間件的參与,其過程如下:

 

 

  • 上游系統在完成任務后,向消息中間件同步地發送一條消息,確保消息中間件成功持久化這條消息,然後上游系統可以去做別的事情了;
  • 消息中間件收到消息后負責將該消息同步投遞給相應的下游系統,並觸發下游系統的任務執行;
  • 當下游系統處理成功后,向消息中間件反饋確認應答,消息中間件便可以將該條消息刪除,從而該事務完成。

上面是一個理想化的過程,但在實際場景中,往往會出現如下幾種意外情況:

  1. 消息中間件向下游系統投遞消息失敗
  2. 上游系統向消息中間件發送消息失敗

  對於第一種情況,消息中間件具有重試機制,我們可以在消息中間件中設置消息的重試次數和重試時間間隔,對於網絡不穩定導致的消息投遞失敗的情況,往往重試幾次后消息便可以成功投遞,如果超過了重試的上限仍然投遞失敗,那麼消息中間件不再投遞該消息,而是記錄在失敗消息表中,消息中間件需要提供失敗消息的查詢接口,下游系統會定期查詢失敗消息,並將其消費,這就是所謂的“定期校對”。

如果重複投遞和定期校對都不能解決問題,往往是因為下游系統出現了嚴重的錯誤,此時就需要人工干預。

  對於第二種情況,需要在上游系統中建立消息重發機制。可以在上游系統建立一張本地消息表,並將 任務處理過程向本地消息表中插入消息 這兩個步驟放在一個本地事務中完成。如果向本地消息表插入消息失敗,那麼就會觸發回滾,之前的任務處理結果就會被取消。如果這量步都執行成功,那麼該本地事務就完成了。接下來會有一個專門的消息發送者不斷地發送本地消息表中的消息,如果發送失敗它會返回重試。當然,也要給消息發送者設置重試的上限,一般而言,達到重試上限仍然發送失敗,那就意味着消息中間件出現嚴重的問題,此時也只有人工干預才能解決問題。

  對於不支持事務型消息的消息中間件,如果要實現分佈式事務的話,就可以採用這種方式。它能夠通過重試機制+定期校對實現分佈式事務,但相比於第二種方案,它達到數據一致性的周期較長,而且還需要在上游系統中實現消息重試發布機制,以確保消息成功發布給消息中間件,這無疑增加了業務系統的開發成本,使得業務系統不夠純粹,並且這些額外的業務邏輯無疑會佔用業務系統的硬件資源,從而影響性能。

因此,盡量選擇支持事務型消息的消息中間件來實現分佈式事務,如RocketMQ。

9.4 方案4:TCC(兩階段型、補償型)

  TCC即為Try Confirm Cancel,它屬於補償型分佈式事務。顧名思義,TCC實現分佈式事務一共有三個步驟:

  • Try:嘗試待執行的業務
    • 這個過程並未執行業務,只是完成所有業務的一致性檢查,並預留好執行所需的全部資源
  • Confirm:執行業務
    • 這個過程真正開始執行業務,由於Try階段已經完成了一致性檢查,因此本過程直接執行,而不做任何檢查。並且在執行的過程中,會使用到Try階段預留的業務資源。
  • Cancel:取消執行的業務
    • 若業務執行失敗,則進入Cancel階段,它會釋放所有佔用的業務資源,並回滾Confirm階段執行的操作。

下面以一個轉賬的例子來解釋下TCC實現分佈式事務的過程。

假設用戶A用他的賬戶餘額給用戶B發一個100元的紅包,並且餘額系統和紅包系統是兩個獨立的系統。

  • Try

    • 創建一條轉賬流水,並將流水的狀態設為交易中
    • 將用戶A的賬戶中扣除100元(預留業務資源)
    • Try成功之後,便進入Confirm階段
    • Try過程發生任何異常,均進入Cancel階段
  • Confirm

    • 向B用戶的紅包賬戶中增加100元
    • 將流水的狀態設為交易已完成
    • Confirm過程發生任何異常,均進入Cancel階段
    • Confirm過程執行成功,則該事務結束
  • Cancel

    • 將用戶A的賬戶增加100元
    • 將流水的狀態設為交易失敗

  在傳統事務機制中,業務邏輯的執行和事務的處理,是在不同的階段由不同的部件來完成的:業務邏輯部分訪問資源實現數據存儲,其處理是由業務系統負責;事務處理部分通過協調資源管理器以實現事務管理,其處理由事務管理器來負責。二者沒有太多交互的地方,所以,傳統事務管理器的事務處理邏輯,僅需要着眼於事務完成(commit/rollback)階段,而不必關注業務執行階段。

TCC全局事務必須基於RM本地事務來實現全局事務

  TCC服務是由Try/Confirm/Cancel業務構成的, 其Try/Confirm/Cancel業務在執行時,會訪問資源管理器(Resource Manager,下文簡稱RM)來存取數據。這些存取操作,必須要參与RM本地事務,以使其更改的數據要麼都commit,要麼都rollback。

這一點不難理解,考慮一下如下場景:

 

 

  假設圖中的服務B沒有基於RM本地事務(以RDBS為例,可通過設置auto-commit為true來模擬),那麼一旦[B:Try]操作中途執行失敗,TCC事務框架後續決定回滾全局事務時,該[B:Cancel]則需要判斷[B:Try]中哪些操作已經寫到DB、哪些操作還沒有寫到DB:假設[B:Try]業務有5個寫庫操作,[B:Cancel]業務則需要逐個判斷這5個操作是否生效,並將生效的操作執行反向操作。

  不幸的是,由於[B:Cancel]業務也有n(0<=n<=5)個反向的寫庫操作,此時一旦[B:Cancel]也中途出錯,則後續的[B:Cancel]執行任務更加繁重。因為,相比第一次[B:Cancel]操作,後續的[B:Cancel]操作還需要判斷先前的[B:Cancel]操作的n(0<=n<=5)個寫庫中哪幾個已經執行、哪幾個還沒有執行,這就涉及到了冪等性問題。而對冪等性的保障,又很可能還需要涉及額外的寫庫操作,該寫庫操作又會因為沒有RM本地事務的支持而存在類似問題。。。可想而知,如果不基於RM本地事務,TCC事務框架是無法有效的管理TCC全局事務的。

反之,基於RM本地事務的TCC事務,這種情況則會很容易處理:[B:Try]操作中途執行失敗,TCC事務框架將其參与RM本地事務直接rollback即可。後續TCC事務框架決定回滾全局事務時,在知道“[B:Try]操作涉及的RM本地事務已經rollback”的情況下,根本無需執行[B:Cancel]操作。

換句話說,基於RM本地事務實現TCC事務框架時,一個TCC型服務的cancel業務要麼執行,要麼不執行,不需要考慮部分執行的情況。

TCC事務框架應該提供Confirm/Cancel服務的冪等性保障

  一般認為,服務的冪等性,是指針對同一個服務的多次(n>1)請求和對它的單次(n=1)請求,二者具有相同的副作用。

在TCC事務模型中,Confirm/Cancel業務可能會被重複調用,其原因很多。比如,全局事務在提交/回滾時會調用各TCC服務的Confirm/Cancel業務邏輯。執行這些Confirm/Cancel業務時,可能會出現如網絡中斷的故障而使得全局事務不能完成。因此,故障恢復機制後續仍然會重新提交/回滾這些未完成的全局事務,這樣就會再次調用參与該全局事務的各TCC服務的Confirm/Cancel業務邏輯。

  既然Confirm/Cancel業務可能會被多次調用,就需要保障其冪等性。 那麼,應該由TCC事務框架來提供冪等性保障?還是應該由業務系統自行來保障冪等性呢? 個人認為,應該是由TCC事務框架來提供冪等性保障。如果僅僅只是極個別服務存在這個問題的話,那麼由業務系統來負責也是可以的;然而,這是一類公共問題,毫無疑問,所有TCC服務的Confirm/Cancel業務存在冪等性問題。TCC服務的公共問題應該由TCC事務框架來解決;而且,考慮一下由業務系統來負責冪等性需要考慮的問題,就會發現,這無疑增大了業務系統的複雜度。


作者:大閑人柴毛毛


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來源:掘金


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《女子騎車突遇汽車開門:被撞倒地遭碾壓身亡》、《騎車男子遭前方車輛開門撞倒 又被公交碾壓》類似這樣的新聞幾乎每個月都能夠看見,每次看到這樣的新聞都會不禁感嘆,為什麼這麼多血的教訓擺在面前,都不懂得珍惜生命。

其實在現實中,有很多人都是沒有觀察後方路況就隨意開門的,只不過是運氣好,沒有發生意外而已。無論是在路上開車還是騎車走路,我們都要對停在路邊的車輛額外注意,盡量遠離車門,真的可能隨時來一個謀殺式的開門。

在路邊停車后開門下車前,一定要觀察後方路況,這樣的話都不知道說了多少千百遍了,既然大家都不放在心上,那麼我們也就不管了(就是這麼任性),我們來看看車門的“藝術”吧。

1989年,寶馬推出了一款很特別的跑車-寶馬Z1,它擁有着隱藏式的車門,開門時通過伸縮的方式隱藏在車身內,這樣的車門結構,能夠從源頭降低發生意外的幾率,可惜這輛神奇的寶馬Z1總共才生產了8000輛,並且只在德國和美國銷售,估計現在存活的已經很少,並且都是在收藏家手中了。

對開式車門有着“自殺式車門”的稱號,經常被人調侃,主要都是說車輛行駛當中後車門無意打開會發生怎樣怎樣的情況,其實廠家也會想到這些情況,在開門邏輯與安全性上都不斷在優化。

勞斯萊斯一直在堅持使用對開式車門,賦予了對開式車門優雅的調性,而不是什麼炫酷,據說勞斯萊斯的對開門設計,

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如果要問什麼是鷗翼門的終極形態,那麼就不得不說到特斯拉-MODEL X了,電動開啟的鷗翼門,能夠通過傳感器探知周圍情況,從而調整車門開啟角度,即使是狹窄的空間也能夠開啟車門。

剪刀門一直都是蘭博基尼的慣用伎倆,就像是傳統文化一樣,兩者不可分離。剪刀門改裝文化也十分博大精深,改裝剪刀門也不用付出高昂的費用,所以在很多改裝車展、聚會上都能夠看見。

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不知道將科尼賽克-Agera的車門稱之為旋轉式車門合不合適,反正它不是隱藏式,不是對開式,不是鷗翼式,不是蝴蝶門,也不是剪刀門,非常特別,打開車門后,整個車門就像是擰瓶蓋一樣旋轉出來。

雖然這種旋轉式車門不需要很大的垂直空間,但是一定要非常留意橫向空間,千萬不要靠近馬路牙子,因為車門打開后就像是放在地上一樣,離地間隙很小。本站聲明:網站內容來源於http://www.auto6s.com/,如有侵權,請聯繫我們,我們將及時處理

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真正的初代甲殼蟲——大眾Type 1,在戰後的1946年才得以重新量產並且投入民用。隨後的數十年甲殼蟲成為了熱銷車型的代名詞,在1972年前後,甲殼蟲超越率先開展流水線生產的福特T型轎車成為全球銷量最高的轎車。設計簡單,品質耐用的大眾甲殼蟲讓眾多消費者異常喜愛,直至二十一世紀初,甲殼蟲的累計產量已經超過兩千萬台。

甲殼蟲,大眾品牌旗下知名度極高的車型,在國內擁有甲殼蟲的車主一般非富即貴。動輒三十多萬的售價在國內甚至可以接觸到BBA級別的豪華品牌,但或許你並不知道,這款深得國內白富美女性車主喜愛的小型座駕其實在德國僅僅是一台買菜級的小車。

大眾(進口)甲殼蟲

指導價格:19.18-33.00萬

首先得說說大眾這個品牌,大眾的德文Volkswagen直譯過來便是“人民汽車”;1933年戰爭狂人希特勒當選成為德國總理,國民汽車計劃的構想也應運而生,有着同樣的“人民汽車”計劃的費迪南德-波爾舍博士則成為了大眾汽車的功勛設計師。

甲殼蟲這款車不是大眾集團旗下最昂貴的,但是身份絕對是最尊貴的,1937年,德國大眾汽車公司成立,1938年,大眾汽車開始生產第一款車型——KdF-Wagen。這款以“快樂就是力量(KdF)”命名的轎車便是後來的甲殼蟲(Beetle)。

由於二戰,原本設立生產KdF汽車的工廠以及KdF車型都被轉為軍事用途,民眾並沒有機會享受到用車的幸福。真正的初代甲殼蟲——大眾Type 1,在戰後的1946年才得以重新量產並且投入民用。

隨後的數十年甲殼蟲成為了熱銷車型的代名詞,在1972年前後,

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甲殼蟲超越率先開展流水線生產的福特T型轎車成為全球銷量最高的轎車。設計簡單,品質耐用的大眾甲殼蟲讓眾多消費者異常喜愛,直至二十一世紀初,甲殼蟲的累計產量已經超過兩千萬台。

編輯總結:甲殼蟲其實在德國就是以廉價為特點的車型,這也成為外國特別是歐洲國家家庭用戶首選車型之一,但是在汽車普及相對較晚的中國,車身尺寸小,而且雙門設計的甲殼蟲並不適應國內群眾的用車訴求,而成為國內人民群眾廣泛接受的車型是當年的捷達以及桑塔納。

到目前為止,甲殼蟲依舊採取的是純進口的方式在國內進行銷售,現款的甲殼蟲依舊保持了當年初代甲殼蟲應該有的特點,三門掀背以及敞篷的設計,讓甲殼蟲成為了很多追求用車個性化人士的青睞之選。

現在國內的甲殼蟲普遍是作為有車家庭的第二台車,而且駕駛的基本上是以女性車主居多,的確,操控輕便敏捷,外觀設計圓潤可愛的高顏值的確很受女車主的喜愛。

其實小編個人還是對於甲殼蟲國產化有着那麼一絲期待,畢竟在當今的中國汽車消費市場,購車人群年輕化,車型選擇個性化的趨勢已經越來越明顯。這麼一款年輕人普遍抱有好感,但是由於售價比肩大多數合資B級車的個性化轎車,還是讓人有些望而卻步。

pS:上文所提及的“KdF”是德國勞工聯盟旗下所屬的一個度假組織的名稱,以此為甲殼蟲的原型車命名,也是證明了當時德國大眾汽車公司對於該款車型的定位就是想讓其成為全國人民每人都買得起、用得上的汽車;工業化時代下的人民生活,汽車的普及是每一個國家每一個家庭幸福指數得以提高的重要表現。本站聲明:網站內容來源於http://www.auto6s.com/,如有侵權,請聯繫我們,我們將及時處理

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89萬軸距:2805mm雖然帝豪EC8的表現不那麼讓人滿意,但是EC8在上市之初還是讓人驚訝了一把,吉利的造車水準越來越好,在EC8那一時期就有所體現,EC8定位中級車,敦實霸氣的外觀甚至有幾分奧迪A8的感覺。2805mm的軸距也是標準的中級車水準。

比亞迪G6

指導價:7.98-11.58萬

軸距:2745mm

比亞迪G6是比亞迪旗下的一款中級轎車,比亞迪作為價格屠夫旗下的車型一直都是十分有性價比的,G6也是很有性價比的一款中級轎車,7.98-11.58萬的售價只有合資中級車的一半左右,但是搭載的2.0L發動機以及各種配置一點都不弱,4860*1825*1463mm的車身尺寸也比較大,視覺效果不錯。

有着龐大的尺寸的比亞迪G6在內部空間上也比較優秀,尤其是後排橫向空間十分寬敞,G6的內飾設計沒有什麼特色,整體屬於比較中規中矩的設計風格,但是儀錶盤設計還是很有比亞迪的特色的。內飾的用料和做工也達到中級車的水準。

納智捷-納5

指導價:8.58-11.98萬

軸距:2720mm

納智捷-納5屬於大緊湊型轎車,全系搭載1.8T發動機,並且軸距也超過了2720mm,但是售價只需要8.58萬起,對於想要購買軸距2700mm以上的,發動機1.8T以上或者2.0L的消費者來說,這款車型也是比較划算的。

納智捷-納5的內飾也是屬於比較有新意的,尤其是儀錶盤的設計,很有科技感,但是閱讀起來需要一定的時間適應,內飾的用料和做工也都不錯。

吉利汽車-吉利EC8

指導價:8.89-11.89萬

軸距:2805mm

雖然帝豪EC8的表現不那麼讓人滿意,但是EC8在上市之初還是讓人驚訝了一把,吉利的造車水準越來越好,在EC8那一時期就有所體現,EC8定位中級車,敦實霸氣的外觀甚至有幾分奧迪A8的感覺。2805mm的軸距也是標準的中級車水準。

EC8的內飾也屬於比較方正的設計,

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台中景泰電動車行只是一個單純的理由,將來台灣的環境,出門可以自由放心的深呼吸,讓空氣回歸自然的乾淨,減少污染,留給我們下一代有好品質無空污的優質環境

整體內飾十分的好用,但是在內飾造型設計上顯得有點古板了,儀錶盤的樣式也有些過時,不過考慮到這麼大的車這樣的價位,夫復何求呢?

一汽奔騰-奔騰B70

指導價:9.98-14.98萬

軸距:2725mm

奔騰B70的外觀有幾分馬自達的感覺,當然B70本身在底盤等部分也和馬自達有着一定的關係,因此B70的底盤表現比較讓人滿意,作為一台中級車,B70也有着不錯的尺寸,只是2725mm的軸距在中級車中實在拿不出手了。

內飾上B70倒是很有自己的設計,尤其是中控台的造型相當的別緻,在內飾的做工上B70也十分的規整,做工值得表揚,有着大廠風範,儀錶設計比較簡約,但是閱讀起來十分的方便,信息显示也很豐富,頗有幾分日系車的設計思路。

眾泰Z700

指導價:9.98-15.88萬

軸距:3000mm

軸距3000mm的眾泰Z700是一台不折不扣的中大型轎車,雖然尺寸大但是售價仍然十分親民,9.98萬的起售價許多人都可以買得起,但是眾泰的質量一直受人詬病,這款Z700屬於上市不久的新車,質量表現就有待市場檢驗了。

Z700最有爭議的就在內飾設計上,Z700幾乎是原封不動的移植了奧迪A6L的設計,甚至連MMI系統都模仿了,不過對於中大型車來說,尤其是自主車型來說,這樣的設計方法也是最簡單粗暴的。Z700整個內飾可以說豪華和山寨感充斥着,也別有一番風味。

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得益於2700mm的軸距,領動的後排空間還是很從容的,尤其是腿部空間,儲物空間方面日常夠用,感應式的後備箱出現在領動上面有些驚訝,使用比較方便,1.6L發動機有兩種供油方式,多點電噴的最大功率為128馬力,搭配6擋手動變速箱,而採用直噴的最大功率為130馬力,搭配6擋手自一體變速器,不知道實際駕駛起來的差別有多大呢!本站聲明:網站內容來源於http://www.auto6s.com/,如有侵權,請聯繫我們,我們將及時處理

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TCP 半連接隊列和全連接隊列滿了會發生什麼?又該如何應對?_網頁設計

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前言

網上許多博客針對增大 TCP 半連接隊列和全連接隊列的方式如下:

  • 增大 TCP 半連接隊列的方式是增大 /proc/sys/net/ipv4/tcp_max_syn_backlog;
  • 增大 TCP 全連接隊列的方式是增大 listen() 函數中的 backlog;

這裏先跟大家說下,上面的方式都是不準確的。

“你怎麼知道不準確?”

很簡單呀,因為我做了實驗和看了 TCP 協議棧的內核源碼,發現要增大這兩個隊列長度,不是簡簡單單增大某一個參數就可以的。

接下來,就會以實戰 + 源碼分析,帶大家解密 TCP 半連接隊列和全連接隊列。

“源碼分析,那不是勸退嗎?我們搞 Java 的看不懂呀”

放心,本文的源碼分析不會涉及很深的知識,因為都被我刪減了,你只需要會條件判斷語句 if、左移右移操作符、加減法等基本語法,就可以看懂。

另外,不僅有源碼分析,還會介紹 Linux 排查半連接隊列和全連接隊列的命令。

“哦?似乎很有看頭,那我姑且看一下吧!”

行,沒有被勸退的小夥伴,值得鼓勵,下面這圖是本文的提綱:

本文提綱

正文

什麼是 TCP 半連接隊列和全連接隊列?

在 TCP 三次握手的時候,Linux 內核會維護兩個隊列,分別是:

  • 半連接隊列,也稱 SYN 隊列;
  • 全連接隊列,也稱 accepet 隊列;

服務端收到客戶端發起的 SYN 請求后,內核會把該連接存儲到半連接隊列,並向客戶端響應 SYN+ACK,接着客戶端會返回 ACK,服務端收到第三次握手的 ACK 后,內核會把連接從半連接隊列移除,然後創建新的完全的連接,並將其添加到 accept 隊列,等待進程調用 accept 函數時把連接取出來。

半連接隊列與全連接隊列

不管是半連接隊列還是全連接隊列,都有最大長度限制,超過限制時,內核會直接丟棄,或返回 RST 包。

實戰 – TCP 全連接隊列溢出

如何知道應用程序的 TCP 全連接隊列大小?

在服務端可以使用 ss 命令,來查看 TCP 全連接隊列的情況:

但需要注意的是 ss 命令獲取的 Recv-Q/Send-Q 在「LISTEN 狀態」和「非 LISTEN 狀態」所表達的含義是不同的。從下面的內核代碼可以看出區別:

在「LISTEN 狀態」時,Recv-Q/Send-Q 表示的含義如下:

  • Recv-Q:當前全連接隊列的大小,也就是當前已完成三次握手並等待服務端 accept() 的 TCP 連接;
  • Send-Q:當前全連接最大隊列長度,上面的輸出結果說明監聽 8088 端口的 TCP 服務,最大全連接長度為 128;

在「非 LISTEN 狀態」時,Recv-Q/Send-Q 表示的含義如下:

  • Recv-Q:已收到但未被應用進程讀取的字節數;
  • Send-Q:已發送但未收到確認的字節數;

如何模擬 TCP 全連接隊列溢出的場景?

測試環境

實驗環境:

  • 客戶端和服務端都是 CentOs 6.5 ,Linux 內核版本 2.6.32
  • 服務端 IP 192.168.3.200,客戶端 IP 192.168.3.100
  • 服務端是 Nginx 服務,端口為 8088

這裏先介紹下 wrk 工具,它是一款簡單的 HTTP 壓測工具,它能夠在單機多核 CPU 的條件下,使用系統自帶的高性能 I/O 機制,通過多線程和事件模式,對目標機器產生大量的負載。

本次模擬實驗就使用 wrk 工具來壓力測試服務端,發起大量的請求,一起看看服務端 TCP 全連接隊列滿了會發生什麼?有什麼觀察指標?

客戶端執行 wrk 命令對服務端發起壓力測試,併發 3 萬個連接:

在服務端可以使用 ss 命令,來查看當前 TCP 全連接隊列的情況:

其間共執行了兩次 ss 命令,從上面的輸出結果,可以發現當前 TCP 全連接隊列上升到了 129 大小,超過了最大 TCP 全連接隊列。

當超過了 TCP 最大全連接隊列,服務端則會丟掉後續進來的 TCP 連接,丟掉的 TCP 連接的個數會被統計起來,我們可以使用 netstat -s 命令來查看:

上面看到的 41150 times ,表示全連接隊列溢出的次數,注意這個是累計值。可以隔幾秒鐘執行下,如果這個数字一直在增加的話肯定全連接隊列偶爾滿了。

從上面的模擬結果,可以得知,當服務端併發處理大量請求時,如果 TCP 全連接隊列過小,就容易溢出。發生 TCP 全連接隊溢出的時候,後續的請求就會被丟棄,這樣就會出現服務端請求數量上不去的現象。

全連接隊列溢出

Linux 有個參數可以指定當 TCP 全連接隊列滿了會使用什麼策略來回應客戶端。

實際上,丟棄連接只是 Linux 的默認行為,我們還可以選擇向客戶端發送 RST 複位報文,告訴客戶端連接已經建立失敗。

tcp_abort_on_overflow 共有兩個值分別是 0 和 1,其分別表示:

  • 0 :如果全連接隊列滿了,那麼 server 扔掉 client 發過來的 ack ;
  • 1 :如果全連接隊列滿了,server 發送一個 reset 包給 client,表示廢掉這個握手過程和這個連接;

如果要想知道客戶端連接不上服務端,是不是服務端 TCP 全連接隊列滿的原因,那麼可以把 tcp_abort_on_overflow 設置為 1,這時如果在客戶端異常中可以看到很多 connection reset by peer 的錯誤,那麼就可以證明是由於服務端 TCP 全連接隊列溢出的問題。

通常情況下,應當把 tcp_abort_on_overflow 設置為 0,因為這樣更有利於應對突發流量。

舉個例子,當 TCP 全連接隊列滿導致服務器丟掉了 ACK,與此同時,客戶端的連接狀態卻是 ESTABLISHED,進程就在建立好的連接上發送請求。只要服務器沒有為請求回復 ACK,請求就會被多次重發。如果服務器上的進程只是短暫的繁忙造成 accept 隊列滿,那麼當 TCP 全連接隊列有空位時,再次接收到的請求報文由於含有 ACK,仍然會觸發服務器端成功建立連接。

所以,tcp_abort_on_overflow 設為 0 可以提高連接建立的成功率,只有你非常肯定 TCP 全連接隊列會長期溢出時,才能設置為 1 以儘快通知客戶端。

如何增大 TCP 全連接隊列呢?

是的,當發現 TCP 全連接隊列發生溢出的時候,我們就需要增大該隊列的大小,以便可以應對客戶端大量的請求。

TCP 全連接隊列足最大值取決於 somaxconn 和 backlog 之間的最小值,也就是 min(somaxconn, backlog)。從下面的 Linux 內核代碼可以得知:

  • somaxconn 是 Linux 內核的參數,默認值是 128,可以通過 /proc/sys/net/core/somaxconn 來設置其值;
  • backloglisten(int sockfd, int backlog) 函數中的 backlog 大小,Nginx 默認值是 511,可以通過修改配置文件設置其長度;

前面模擬測試中,我的測試環境:

  • somaxconn 是默認值 128;
  • Nginx 的 backlog 是默認值 511

所以測試環境的 TCP 全連接隊列最大值為 min(128, 511),也就是 128,可以執行 ss 命令查看:

現在我們重新壓測,把 TCP 全連接隊列搞大,把 somaxconn 設置成 5000:

接着把 Nginx 的 backlog 也同樣設置成 5000:

最後要重啟 Nginx 服務,因為只有重新調用 listen() 函數 TCP 全連接隊列才會重新初始化。

重啟完后 Nginx 服務后,服務端執行 ss 命令,查看 TCP 全連接隊列大小:

從執行結果,可以發現 TCP 全連接最大值為 5000。

增大 TCP 全連接隊列后,繼續壓測

客戶端同樣以 3 萬個連接併發發送請求給服務端:

服務端執行 ss 命令,查看 TCP 全連接隊列使用情況:

從上面的執行結果,可以發現全連接隊列使用增長的很快,但是一直都沒有超過最大值,所以就不會溢出,那麼 netstat -s 就不會有 TCP 全連接隊列溢出個數的显示:

說明 TCP 全連接隊列最大值從 128 增大到 5000 后,服務端抗住了 3 萬連接併發請求,也沒有發生全連接隊列溢出的現象了。

如果持續不斷地有連接因為 TCP 全連接隊列溢出被丟棄,就應該調大 backlog 以及 somaxconn 參數。

實戰 – TCP 半連接隊列溢出

如何查看 TCP 半連接隊列長度?

很遺憾,TCP 半連接隊列長度的長度,沒有像全連接隊列那樣可以用 ss 命令查看。

但是我們可以抓住 TCP 半連接的特點,就是服務端處於 SYN_RECV 狀態的 TCP 連接,就是在 TCP 半連接隊列。

於是,我們可以使用如下命令計算當前 TCP 半連接隊列長度:

如何模擬 TCP 半連接隊列溢出場景?

模擬 TCP 半連接溢出場景不難,實際上就是對服務端一直發送 TCP SYN 包,但是不回第三次握手 ACK,這樣就會使得服務端有大量的處於 SYN_RECV 狀態的 TCP 連接。

這其實也就是所謂的 SYN 洪泛、SYN 攻擊、DDos 攻擊。

測試環境

實驗環境:

  • 客戶端和服務端都是 CentOs 6.5 ,Linux 內核版本 2.6.32
  • 服務端 IP 192.168.3.200,客戶端 IP 192.168.3.100
  • 服務端是 Nginx 服務,端口為 8088

注意:本次模擬實驗是沒有開啟 tcp_syncookies,關於 tcp_syncookies 的作用,後續會說明。

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本次實驗使用 hping3 工具模擬 SYN 攻擊:

當服務端受到 SYN 攻擊后,連接服務端 ssh 就會斷開了,無法再連上。只能在服務端主機上執行查看當前 TCP 半連接隊列大小:

同時,還可以通過 netstat -s 觀察半連接隊列溢出的情況:

上面輸出的數值是累計值,表示共有多少個 TCP 連接因為半連接隊列溢出而被丟棄。隔幾秒執行幾次,如果有上升的趨勢,說明當前存在半連接隊列溢出的現象

大部分人都說 tcp_max_syn_backlog 是指定半連接隊列的大小,是真的嗎?

很遺憾,半連接隊列的大小並不單單隻跟 tcp_max_syn_backlog 有關係。

上面模擬 SYN 攻擊場景時,服務端的 tcp_max_syn_backlog 的默認值如下:

但是在測試的時候發現,服務端最多只有 256 個半連接隊列,而不是 512,所以半連接隊列的最大長度不一定由 tcp_max_syn_backlog 值決定的

接下來,走進 Linux 內核的源碼,來分析 TCP 半連接隊列的最大值是如何決定的。

TCP 第一次握手(收到 SYN 包)的 Linux 內核代碼如下,其中縮減了大量的代碼,只需要重點關注 TCP 半連接隊列溢出的處理邏輯:

從源碼中,我可以得出共有三個條件因隊列長度的關係而被丟棄的:

  1. 如果半連接隊列滿了,並且沒有開啟 tcp_syncookies,則會丟棄;
  2. 若全連接隊列滿了,且沒有重傳 SYN+ACK 包的連接請求多於 1 個,則會丟棄;
  3. 如果沒有開啟 tcp_syncookies,並且 max_syn_backlog 減去 當前半連接隊列長度小於 (max_syn_backlog >> 2),則會丟棄;

關於 tcp_syncookies 的設置,後面在詳細說明,可以先給大家說一下,開啟 tcp_syncookies 是緩解 SYN 攻擊其中一個手段。

接下來,我們繼續跟一下檢測半連接隊列是否滿的函數 inet_csk_reqsk_queue_is_full 和 檢測全連接隊列是否滿的函數 sk_acceptq_is_full :

從上面源碼,可以得知:

  • 連接隊列的最大值是 sk_max_ack_backlog 變量,sk_max_ack_backlog 實際上是在 listen() 源碼里指定的,也就是 min(somaxconn, backlog)
  • 連接隊列的最大值是 max_qlen_log 變量,max_qlen_log 是在哪指定的呢?現在暫時還不知道,我們繼續跟進;

我們繼續跟進代碼,看一下是哪裡初始化了半連接隊列的最大值 max_qlen_log:

從上面的代碼中,我們可以算出 max_qlen_log 是 8,於是代入到 檢測半連接隊列是否滿的函數 reqsk_queue_is_full :

也就是 qlen >> 8 什麼時候為 1 就代表半連接隊列滿了。這計算這不難,很明顯是當 qlen 為 256 時,256 >> 8 = 1

至此,總算知道為什麼上面模擬測試 SYN 攻擊的時候,服務端處於 SYN_RECV 連接最大隻有 256 個。

可見,半連接隊列最大值不是單單由 max_syn_backlog 決定,還跟 somaxconn 和 backlog 有關係。

在 Linux 2.6.32 內核版本,它們之間的關係,總體可以概況為:

  • 當 max_syn_backlog > min(somaxconn, backlog) 時, 半連接隊列最大值 max_qlen_log = min(somaxconn, backlog) * 2;
  • 當 max_syn_backlog < min(somaxconn, backlog) 時, 半連接隊列最大值 max_qlen_log = max_syn_backlog * 2;

半連接隊列最大值 max_qlen_log 就表示服務端處於 SYN_REVC 狀態的最大個數嗎?

依然很遺憾,並不是。

max_qlen_log 是理論半連接隊列最大值,並不一定代表服務端處於 SYN_REVC 狀態的最大個數。

在前面我們在分析 TCP 第一次握手(收到 SYN 包)時會被丟棄的三種條件:

  1. 如果半連接隊列滿了,並且沒有開啟 tcp_syncookies,則會丟棄;
  2. 若全連接隊列滿了,且沒有重傳 SYN+ACK 包的連接請求多於 1 個,則會丟棄;
  3. 如果沒有開啟 tcp_syncookies,並且 max_syn_backlog 減去 當前半連接隊列長度小於 (max_syn_backlog >> 2),則會丟棄;

假設條件 1 當前半連接隊列的長度 「沒有超過」理論的半連接隊列最大值 max_qlen_log,那麼如果條件 3 成立,則依然會丟棄 SYN 包,也就會使得服務端處於 SYN_REVC 狀態的最大個數不會是理論值 max_qlen_log。

似乎很難理解,我們繼續接着做實驗,實驗見真知。

服務端環境如下:

配置完后,服務端要重啟 Nginx,因為全連接隊列最大和半連接隊列最大值是在 listen() 函數初始化。

根據前面的源碼分析,我們可以計算出半連接隊列 max_qlen_log 的最大值為 256:

客戶端執行 hping3 發起 SYN 攻擊:

服務端執行如下命令,查看處於 SYN_RECV 狀態的最大個數:

可以發現,服務端處於 SYN_RECV 狀態的最大個數並不是 max_qlen_log 變量的值。

這就是前面所說的原因:如果當前半連接隊列的長度 「沒有超過」理論半連接隊列最大值 max_qlen_log,那麼如果條件 3 成立,則依然會丟棄 SYN 包,也就會使得服務端處於 SYN_REVC 狀態的最大個數不會是理論值 max_qlen_log。

我們來分析一波條件 3 :

從上面的分析,可以得知如果觸發「當前半連接隊列長度 > 192」條件,TCP 第一次握手的 SYN 包是會被丟棄的。

在前面我們測試的結果,服務端處於 SYN_RECV 狀態的最大個數是 193,正好是觸發了條件 3,所以處於 SYN_RECV 狀態的個數還沒到「理論半連接隊列最大值 256」,就已經把 SYN 包丟棄了。

所以,服務端處於 SYN_RECV 狀態的最大個數分為如下兩種情況:

  • 如果「當前半連接隊列」沒超過「理論半連接隊列最大值」,但是超過 max_syn_backlog – (max_syn_backlog >> 2),那麼處於 SYN_RECV 狀態的最大個數就是 max_syn_backlog – (max_syn_backlog >> 2);
  • 如果「當前半連接隊列」超過「理論半連接隊列最大值」,那麼處於 SYN_RECV 狀態的最大個數就是「理論半連接隊列最大值」;

每個 Linux 內核版本「理論」半連接最大值計算方式會不同。

在上面我們是針對 Linux 2.6.32 版本分析的「理論」半連接最大值的算法,可能每個版本有些不同。

比如在 Linux 5.0.0 的時候,「理論」半連接最大值就是全連接隊列最大值,但依然還是有隊列溢出的三個條件:

如果 SYN 半連接隊列已滿,只能丟棄連接嗎?

並不是這樣,開啟 syncookies 功能就可以在不使用 SYN 半連接隊列的情況下成功建立連接,在前面我們源碼分析也可以看到這點,當開啟了 syncookies 功能就不會丟棄連接。

syncookies 是這麼做的:服務器根據當前狀態計算出一個值,放在己方發出的 SYN+ACK 報文中發出,當客戶端返回 ACK 報文時,取出該值驗證,如果合法,就認為連接建立成功,如下圖所示。

開啟 syncookies 功能

syncookies 參數主要有以下三個值:

  • 0 值,表示關閉該功能;
  • 1 值,表示僅當 SYN 半連接隊列放不下時,再啟用它;
  • 2 值,表示無條件開啟功能;

那麼在應對 SYN 攻擊時,只需要設置為 1 即可:

如何防禦 SYN 攻擊?

這裏給出幾種防禦 SYN 攻擊的方法:

  • 增大半連接隊列;
  • 開啟 tcp_syncookies 功能
  • 減少 SYN+ACK 重傳次數

方式一:增大半連接隊列

在前面源碼和實驗中,得知要想增大半連接隊列,我們得知不能只單純增大 tcp_max_syn_backlog 的值,還需一同增大 somaxconn 和 backlog,也就是增大全連接隊列。否則,只單純增大 tcp_max_syn_backlog 是無效的。

增大 tcp_max_syn_backlog 和 somaxconn 的方法是修改 Linux 內核參數:

增大 backlog 的方式,每個 Web 服務都不同,比如 Nginx 增大 backlog 的方法如下:

最後,改變了如上這些參數后,要重啟 Nginx 服務,因為半連接隊列和全連接隊列都是在 listen() 初始化的。

方式二:開啟 tcp_syncookies 功能

開啟 tcp_syncookies 功能的方式也很簡單,修改 Linux 內核參數:

方式三:減少 SYN+ACK 重傳次數

當服務端受到 SYN 攻擊時,就會有大量處於 SYN_REVC 狀態的 TCP 連接,處於這個狀態的 TCP 會重傳 SYN+ACK ,當重傳超過次數達到上限后,就會斷開連接。

那麼針對 SYN 攻擊的場景,我們可以減少 SYN+ACK 的重傳次數,以加快處於 SYN_REVC 狀態的 TCP 連接斷開。

巨人的肩膀

[1] 系統性能調優必知必會.陶輝.極客時間.

[2] https://www.cnblogs.com/zengkefu/p/5606696.html

[3] https://blog.cloudflare.com/syn-packet-handling-in-the-wild/

小林是專為大家圖解的工具人,Goodbye,我們下次見!

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而雪佛蘭科魯茲由於脫胎於最新的全球化平台,在性能表現尤其突出。動力方面除了最大功率可達84千瓦的1。5L直噴發動機以外,還有着一個動力強勁的1。4T渦輪增壓發動機可供選擇,最大功率可達110千瓦,配合的是7速雙離合變速箱,工信部油耗可以達到5。

科沃茲 or 科魯茲?

在不少人的購車過程中,很多時候會面臨着這樣的局面,“要不要加錢買一款更好的?”的確,在價格相似的情況,而且產品都能滿足自身需要的情況下,要做出選擇是比較困難的。而在最近的後台留言中,不少網友就向反映了這個問題,是應該選擇價格更低的雪佛蘭科沃茲還是加幾萬買更好的雪佛蘭科魯茲?

外觀:科沃茲更沉穩,科魯茲更運動

雖然都採用了家族式的雙格柵設計,但是兩者有着不同的感覺,雪佛蘭科沃茲設計更為中庸沉穩,非常的耐看,車身線條柔和,更顯得平易近人,就像是一個性格溫和友善的務實男人。

同樣的雙格柵設計以及帶LED日間行車燈大燈,但是科魯茲的設計明顯要更為年輕運動,在設計上感覺要比科沃茲要年輕近十年,線條剛勁突顯出肌肉感,銳眼立體式前大燈更為犀利,就像是一個陽剛少年,在西裝下隱藏着一副肌肉身材。

內飾:科沃茲更時尚,科魯茲更顯檔次

科沃茲使用的是懸浮式中控台,色彩艷麗的显示屏就像是懸浮在中控之上,中間連通的整條裝飾條非常搶眼,顯得非常時尚而且有活力。

科魯茲在中控上則是使用着蝶翼式中控,全黑色的設計更顯檔次,更為重要的是在中控下方容易接觸的部分使用軟質的皮革材料,手感更佳,雖然設計相似但在檔次上要比科沃茲高很多。

空間表現:科沃茲處於主流水準,科魯茲准中型車表現

雪佛蘭科沃茲是一副典型的緊湊型車身材,軸距2600mm,處於該級別的中等水平,

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而基於全球化平台的雪佛蘭科魯茲在空間表現,不僅超越了科沃茲,而且2700mm在同級別中有着極大的優勢,基本達到了中型車的入門水平,後排空間已經達到闊綽的水平,表現出色。

性能表現:科沃茲不溫不火,科魯茲性能強勁

在性能表現上雪佛蘭科沃茲有着一股“居家男人”范,搭載的1.5L電噴發動機最大功率83千瓦,最大扭矩為141牛米,有着5MT手動變速箱或者6AT自動變速箱的選擇。動力輸出平順,不溫不火,最大的亮點的就是其手動擋5.4L的工信部綜合油耗。在底盤表現上也是同樣的感覺,沉穩有加卻缺乏激情,是一輛以舒適為主的家轎。

而雪佛蘭科魯茲由於脫胎於最新的全球化平台,在性能表現尤其突出。動力方面除了最大功率可達84千瓦的1.5L直噴發動機以外,還有着一個動力強勁的1.4T渦輪增壓發動機可供選擇,最大功率可達110千瓦,配合的是7速雙離合變速箱,工信部油耗可以達到5.7L的超低水平,此外1.4T車型還有着瓦特連桿的幫助,在性能上更優秀,在保持着舒適度的同時還有着不低的運動性能,非常適合科魯茲運動型男的特性。

定位:科沃茲更親民,科魯茲更高端

7.99-10.99萬的價格,雪佛蘭科沃茲在價格上明顯更為親民,這也表現了其國民第一輛家轎的定位,是一款面向家庭的入門級緊湊型轎車,總體上性能中規中矩,均衡的特性卻是非常適合家庭使用。

作為一款“全球平台化”的准中型轎車,10.99-16.99萬的價格確定了雪佛蘭科魯茲有着更高的定位,是一款較高端的緊湊型轎車,所以在性能以及空間表現都要比起科沃茲來得更優秀。高品質的特性確定了它的用戶是注重生活品質的一類年輕人。

編輯總結:

無論是雪佛蘭科沃茲還是雪佛蘭科魯茲,兩者都能很好地滿足我們需求,科沃茲各方面表現中規中矩,但是有着更為親民的價格,更為適合已經組建家庭的用戶選擇。而科魯茲則有着更為年輕動感的外觀、更為強勁的性能表現以及准中型車的空間水平,然而在價格上也是小許上升,所以更適合追求生活品質的年輕人。本站聲明:網站內容來源於http://www.auto6s.com/,如有侵權,請聯繫我們,我們將及時處理

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江鈴汽車-馭勝S350

指導價:12.28-15.98萬

滿大街跑的城市SUV很多,不過敢自稱越野車的可不多,特別是擁有時尚造型的越野SUV更是少之又少,全新馭勝S350在外觀上依然保留着一副硬派SUV的樣子,重新設計的中網搭配造型獨特的前大燈,加上銀色的下包圍護板,前臉層次感很豐富。

內飾整體布局很簡潔大方,中控台採用軟硬搭配的材料覆蓋,做工和質感營造都比較出色,啞光銀色邊框的點綴使得車廂內部氛圍更為清爽、動感,胎壓監測、無鑰匙進入啟動、上坡輔助、倒車影像、自動頭燈等配置非常齊全。

提供了5座或者7座版本可供消費者選擇,2750mm軸距在乘坐空間方面和同級別對手相當,七座版的第三排座椅成年人勉強能夠入座,採用博格華納適時四驅+伊頓后差速鎖讓它有着出色的通過性,2.0T發動機最大功率151千瓦,最大扭矩為325牛米,搭配6擋手自一體變速箱,日常駕駛動力響應迅速,輸出很暢順。

北京汽車-北京BJ40

指導價:12.98-16.98萬

第一眼看到BJ40是不是覺得很熟悉的樣子,沒錯它身上有着Jeep牧馬人許多設計元素,至於它的外形好看與否,就見仁見智了,方方正正的車身輪廓,外掛式的備胎,210mm的最小離地間隙,處處透露着這是一輛專業級的SUV。

“真正的車手是不需要女人的”,

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當全世界的人們隨著網路時代而改變向上時您還停留在『網站美醜不重要』的舊有思維嗎?機會是留給努力改變現況的人們,別再浪費一分一秒可以接觸商機的寶貴時間!

那麼對於一輛越野車來說,內飾並不需要太多華而不實的配置裝飾,內飾設計很簡單,粗獷的線條,中控台全是硬塑料,一些机械按鍵還是很復古的味道,ESp、陡坡緩降、倒車影像等配置滿足基本日常使用。

北京BJ40的車身尺寸為4350*1843*1834mm,加上車身方方正正的設計,乘坐空間上面是比較寬裕的,提供了2.0T/2.3T兩種動力選擇,低扭表現出色,更適合越野車對動力的要求,前雙橫臂式獨立懸架后五連桿式非獨立懸架對於車身晃動處理得很好,偏軟的懸挂提供了不錯的舒適性。

長城汽車-哈弗H5

指導價:9.48-16.38萬

說起越野車,怎麼能不提一下我們的自主品牌哈弗H5呢,雖然銷量上比上了哈弗H6,但其良好的通過性和耐用性,在一些山區和偏遠的礦區等地方還是很受歡迎的,外觀整體上還是給人很霸氣紮實的感覺,三幅式鍍鉻條裝飾的進氣格柵更具時尚感。

黑色調為主的內飾,中控台雖然威硬塑料,但是整體做工比較好,看上去質感還是不錯的,功能分區布局合理,易上手好操作,胎壓監測、膝部氣囊、倒車影像、感應雨刷、自動空調等配置應有盡有。

真皮包裹的座椅填充很飽滿,包裹性好,坐着挺舒服,雖然是四驅車型,但是後排中間凸起不是很大,所以空間較為寬敞,動力上提供了2.0L汽油或者2.0T柴油/汽油發動機選擇,帶差速鎖的適時/分時四驅系統能面對多種複雜路況,註定其是一個不平凡的SUV了。本站聲明:網站內容來源於http://www.auto6s.com/,如有侵權,請聯繫我們,我們將及時處理

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