这是因为数据传输中间件系统的接收器快速存储收到的数据而不急于进行处理和响应。 消耗时间长的交易，或消耗时间长短不定的交易，或者是批处理作业。
服务程序(MQ守护程序)可以高效率的执行批量交易和长时间交易，而完全不用考虑通信等待的问题，通信由相关的队列、通道和收听器来维护。 工作量按时间分布不均匀的服务器系统。
服务程序可以充分利用系统空闲的时间(比如夜间)工作。 分布式的复杂系统
分布式的复杂系统存在各种各样的意外事件和复杂情况，如果全部采用同步系统，一个工作点的失败可以导致整个系统的瘫痪。异步和“存储/转发”是解决相互等待的最佳途径。 相对数据传输中间件MQSeries，TPM类交易中间件(CICS/TXSeries和BEA Tuxedo)有以下的优势：针对高速且有返回信息的交易，有极快的响应速度。 强大的分布式事务处理的能力。
MQSeries也支持两阶段提交，但异步的性质决定了它不能支持分布式应用的统一交易处理。 完全屏蔽了通信层的工作，使开发更加简便，专注于业务系统。 MQSeries的通信机制的核心是通道和收听器。通道设置决定了通信的协议、参数和相关方法。MQSeries的收听器有两种机制：基于inetd的守护进程机制(amqcrsta)，和基于线程响应的机制(runmqlsr)。这两种机制各有优缺点。runmqlsr的性能更出色，但老版本的MQSeries在接收过多的连接时有一些问题。amqcrsta能支持更多的通道和客户访问，但可能造成系统资源更多的损耗。MQSeries v53以后，runmqlsr已经得增强，我个人认为这种方式更好。当然，无论如何，要接受更多客户机或通道的访问，必须调整qmini或Windows注册表的一些参数(MaxChannels, MaxActiveChannels, ListenerBacklog)，以及一些相关的 *** 作系统的内核参数。以客户机访问方式为例，MQSeries的每个客户机都与收听器(amqcrsta或runmqlsr)建立Socket连接，而MQSeries收听器通过IPC机制通知Queue Manager Agent (amqzlaa0)读写消息和队列。客户机访问方式采用的是短连接，而通道连接方式采用的是长连接。关于短连接和长连接的比较，后面还要加以讨论。CICS/TXSeries的通信处理与MQSeries的通道连接方式类似，使用长连接的方式。CICS/TXSeries的TCP/IP收听器进程叫做cicsip，在v51以后，其功能大大增强。CICS/TXSeries使用一个LD:TCPProcessCount参数，其内部是用了Socket的SO_REUSEADDR选项，支持多个收听器进程是用相同的IP和端口。这个特性大大简化了多并发情况的客户机设置，可以采用相同的服务器收听器设置。当然这种特性会增加服务器收听器的设计难度。cicsip进程将请求写入请求队列，实际上是写入Region Pool中的共享内存。而每个应用服务器进程(cicsas)通过IPC机制读取请求，经过计算，返回信息到共享内存中的应答队列，再通过收听器返回客户机。可以看出，CICS/TXSeries在内部使用了一个异步处理的方式，其目的是充分利用系统资源，达到最高的吞吐效率。但对外仍然是一个同步通信的系统。但是与MQSeries不同，CICS/TXSeries没有任何存储数据或请求的 *** 作，队列的容量和数据的生存期也远远小于MQSeries。在这些方面，CICS/TXSeries与Tuxedo没有什么不同。但Tuxedo的通信机制还是有很多不同于CICS/TXSeries的方面：CICS/TXSeries的通信设置很简单，只须设置一个收听器IP和端口就可以了。Tuxedo的通信设置可就多了，本地语言(C, COBOL等)客户访问(WSL)，Java Jolt访问(JSL)，域连接(T/DOMAIN)，集群等等都需要独立的网络设置，使用独立的收听器。而且还有很多看不见的端口被作为客户连接使用(WSH)，网络管理员在配置防火墙时要颇费一番脑筋。 Tuxedo使用短连接的方式，与MQSeries的客户机访问方式相似，但通信方式要复杂一些。以本地语言客户访问的收听器WSL为例：WSL在接收到客户请求后，立即释放连接，而客户机接着使用新建的连接与一个WSH进程继续通信。这种方式可以降低WSL的工作量。 Tuxedo的客户机程序直接与收听器建立Socket连接。CICS/TXSeries的客户机程序通过IPC与一个客户机守护程序(cclclnt)通信，该守护程序(cclclnt)与CICS/TXSeries的服务器建立一个Socket连接。 目前MQSeries和Tuxedo的收听器还不支持复用IP地址和端口，所以如果有太多的客户访问或通道连接，需要增加新的收听器端口。从上面的讨论可以看出：MQSeries的通道连接方式以及CICS/TXSeries采用长连接的通信方式，MQSeries的客户机访问方式以及Tuxedo采用短连接的通信方式。所谓长连接，就是一旦建立连接，一般的应用API不会中断该连接；所谓短连接，就是在一个完整的应用中先建立连接，最后结束该连接，而且程序退出时必然切断连接。这两种通信方式对应用系统有着深刻的影响。短连接灵活方便，避免了下述很多长连接面临的棘手的问题：客户机异常中断，网络中断，包括Windows 9x之类的 *** 作系统正常关闭，都不会通知服务器，造成服务器保持闲置无用的连接，长连接通常要等待“tcp_keepidle”之类的时间，这个时间默认时一般是两个小时。这样会明显加重服务器的负载，无故占用相应的资源。MQSeries采用DISCINT和HBINT等通道参数来避免这个问题。 如果仅仅是少量访问，建立长连接浪费过多的资源。MQSeries也是通过DISCINT和HBINT等通道参数来避免这个问题。 网络相关的故障仅仅影响本次连接。短连接可以隔离故障的影响。病毒历史
电脑病毒的起源(节录自牛顿杂志)
电脑病毒的历史:磁蕊大战
电脑病毒并非是最近才出现的新产物, 事实上, 早在一九四九年, 距离第一部商用电脑的出现仍有好几年时, 电脑的先驱者约翰范纽曼(John Von Neumann)在他所提出的一篇论文 [复杂自动装置的理论及组织的进行] , 即已把病毒程式的蓝图勾勒出来, 当时, 绝大部份的电脑专家都无法想像这种会自我繁植的程式是可能的, 可是少数几个科学家默默的研究范纽曼的所提出的概念, 直到十年之后, 在美国电话电报公司(AT&T) 的贝尔(Bell)实验室中, 这些概念在一种很奇怪的电子游戏中成形了, 这种电子游戏叫做 [磁蕊大战] (core war)。
磁蕊大战是当时贝尔实验室中三个年轻程式人员在工馀想出来的, 他们是道格拉斯麦耀莱(HDouglas McIlroy), 维特维索斯基(Victor Vysottsky)以及罗伯莫里斯(Robert T Morris), 当时三人年纪都只有二十多岁
附注: Robert T Morris 就是后来写了一个 Worm, 把 Internet 搞的天翻地覆的那个 Robert T Morris Jr 的爸爸, 当时大 Morris 刚好是负责 Arpanet网路安全
电脑病毒的老祖宗:
磁蕊大战的玩法如下:两方各写一套程式, 输入同一部电脑中, 这两套程式在电脑记忆系统内互相追杀,有时它们会放下一些关卡,有时会停下来修理(重新写)被对方破坏的几行指令 ;当它被困时,也可以把自己复制一次,逃离险境,因为它们都在电脑的记忆磁蕊中游走,因此得到了磁蕊大战之名
这个游戏的特点,在於双方的程式进入电脑之后,玩游戏的人只能看著萤幕上显示的战况,而不能做任何更改,一直到某一方的程式被另一方的程式完全 [吃掉] 为止
磁蕊大战是个笼统的名称,事实上还可细分成好几种,麦耀莱所写的程式叫 [达尔文]这包含了 [物竞天择,适者生存] 的意思 它的游戏规则跟以上所描述的最接近,双方以组合语言(Assembly Language)各写一套程式,叫有机体(organism),这两个有机体在电脑里争斗不休,直到一方把另一方杀掉而取代之,便算分出胜负 在比赛时 Morris 经常匠心独具,击败对手
另外有个叫爬行者程式(Creeper)的,每一次把它读出时,它便自己复制一个副本此外,它也会从一部电脑[爬]到另一部有连线的电脑很快地电脑中原有资料便被这些爬行者挤掉了爬行者的微一生存目地是繁殖为了对付[爬行者],有人便写出了[收割者](Reaper)它的唯一生存目的便是找到爬行者,把它们毁灭掉当所有爬行者都被收割掉之后,收割者便执行程式中最后一项指令:毁灭自己,从电脑中消失[侏儒](Dwarf)并没有达尔文等程式聪明却可是个极端危险人物它在记忆系统中迈进,每到第五个[地址](address)便把那里所储存的东西变为零,这会使的原本的程式停摆
最奇特的就是一个叫[印普](Imp)的战争程式了,它只有一行指令,那就是
MOV 01
MOV是[MOVE]的代表,即移动的意思 它把身处的地址中所载的[0]写(移)到下一个地址中,当印普展开行动之后,电脑中原有的每一行指令都被改为[MOV 01]换句话说,萤光幕上留下一大堆[MOV 01][双子星](Germini)也是个有趣的家伙它的作用只有一个:把自己复制,送到下一百个地址后,便抛弃掉[正本]从双子星衍生出一系列的程式[牺牲者](Juggeraut)把自己复制后送到下十个地址之后;而[大雪人](Bigfoot)则把正本和复制品之间的地址定为某一个大质数想抓到大雪人可是非常困难的此外,还有全录(Xerox)柏路阿图研究中心的约翰索殊(John FShoch)所写的[蠕虫](Worm),它的目的是要控制侵入的电脑
电脑病毒的出现
在那些日子里,电脑都没有连线,而是互相独立的,因此并不会出现小莫礼士所引起的病毒瘟疫如果有某部电脑受到[感染],失去控制,工作人员只需把它关掉便可但是当电脑连线逐渐成为社会结构的一部份之后,一个或自我复制的病毒程式便很可能带来穷的祸害了因此长久一来,懂的玩[磁蕊大战]游戏的电脑工作者都严守一项不成文的规定: 不对普罗大众公开这些战争程式的内容
一九八三年,这项规定被打破了科恩汤普逊(Ken Thompson)是当年一项杰出电脑讲得奖人在颁奖典礼上,他作了一个演讲,不但公开地证实了电脑病毒的存在,而且还告诉所有听众怎样去写自己的病毒程式他的同行全都吓坏了,然而这个秘密已经流传出去了一九八四年,情况愈复杂了这一年,[科学美国人]月刊(Scientific American)的专栏作家杜特尼(A K Dewdney)在五月号写了第一篇讨论[磁蕊大战]的文章,并且只要寄上两块美金,任何读者都可以收到它所写得有关写程式的纲领,在自己家中的电脑中开辟战场
[病毒]一词的正式出现
在一九八五年三月份的[科学美国人]里,杜特尼再次讨论[磁蕊大战]-----和病毒在文章的开头他便说:[当去年五月有关[磁蕊大战]的文章印出来时,我并没有想过我所谈论的是那么严重的题目]文中并第一次提到[病毒]这个名称他提到说,义大利的罗勃吐些鲁帝(Roberto Cerruti)和马高么鲁顾帝(Marco Morocutti)发明了一种破坏软体的方法他们想用病毒,而不是蠕虫,来使得苹果二号电脑受感染
些鲁弟写了一封信给杜特尼,信内说:[马高想写一个像[病毒]一样的程式,可以从一部苹果电脑传染到另一部苹果电脑,使其受到感染可是我们没法这样做,直到我想到,这病毒要先使磁碟受到感染,而电脑只是媒介这样,病毒就可以从一片磁碟传染到另一片磁碟了]
病毒历史事例：
1975 年，美国科普作家约翰·布鲁勒尔 (John Brunner) 写了一本名为《震荡波骑士》(Shock Wave Rider) 的书，该书第一次描写了在信息社会中，计 算机作为正义和邪恶双方斗争的工具的故事，成为当年最佳畅销书之一。
1977 年夏天，托马斯·捷·瑞安 (ThomasJRyan) 的科幻小说《P-1的春 天》(The Adolescence of P-1) 成为美国的畅销书，作者在这本书中描写了一 种可以在计算机中互相传染的病毒，病毒最后控制了 7，000 台计算机，造成了 一场灾难。
1983 年 11 月 3 日，弗雷德·科恩 (Fred Cohen) 博士研制出一种在运行过程中可以复制自身的破坏性程序，伦·艾德勒曼 (Len Adleman) 将它命名为计算机病毒 (computer viruses)，并在每周一次的计算机安全讨论会上正式提出，8 小时后专家们在 VAX11/750 计算机系统上运行，第一个病毒实验成功，一周后又获准进行 5个实验的演示，从而在实验上验证了计算机病毒的存在。
1986 年初，在巴基斯坦的拉合尔 (Lahore)，巴锡特 (Basit) 和阿姆杰德(Amjad) 两兄弟经营着一家 IBM-PC 机及其兼容机的小商店。他们编写了Pakistan 病毒，即 Brain。在一年内流传到了世界各地。
1988 年 3 月 2 日，一种苹果机的病毒发作，这天受感染的苹果机停止工作，只显示“向所有苹果电脑的使用者宣布和平的信息”。以庆祝苹果机生日。
1988 年 11 月 2 日，美国六千多台计算机被病毒感染，造成 Internet 不能正常运行。这是一次非常典型的计算机病毒入侵计算机网络的事件，迫使美国政府立即作出反应，国防部成立了计算机应急行动小组。这次事件中遭受攻击的包括 5 个计算机中心和 12 个地区结点，连接着政府、大学、研究所和拥有政府合同的50，000 台计算机。这次病毒事件，计算机系统直接经济损失达 9600 万美元。这个病毒程序设计者是罗伯特·莫里斯 (Robert TMorris)，当年 23 岁，是在康乃尔 (Cornell) 大学攻读学位的研究生。
罗伯特·莫里斯设计的病毒程序利用了系统存在的弱点。由于罗伯特·莫里斯成了入侵 ARPANET 网的最大的电子入侵者，而获准参加康乃尔大学的毕业设计，并获得哈佛大学 Aiken 中心超级用户的特权。他也因此被判3 年缓刑，罚款1 万美元，他还被命令进行 400 小时的新区服务。
注：在此文中，把蠕虫、我们常提的病毒定为病毒不同种类。
1988 年底，在我国的国家统计部门发现小球病毒。
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在病毒的发展史上，病毒的出现是有规律的，一般情况下一种新的病毒技术出现后，病毒迅速发展，接着反病毒技术的发展会抑制其流传。 *** 作系统进行升级时，病毒也会调整为新的方式，产生新的病毒技术。它可划分为：
DOS引导阶段
1987年，计算机病毒主要是引导型病毒，具有代表性的是“小球”和“石头”病毒。
当时得计算机硬件较少，功能简单，一般需要通过软盘启动后使用。引导型病毒利用软盘得启动原理工作，它们修改系统启动扇区，在计算机启动时首先取得控制权，减少系统内存，修改磁盘读写中断，影响系统工作效率，在系统存取磁盘时进行传播。1989年，引导型病毒发展为可以感染硬盘，典型的代表有”石头2”。
DOS可执行阶段
1989年，可执行文件型病毒出现，它们利用DOS系统加载执行文件的机制工作，代表为”耶路撒冷”，”星期天”病毒，病毒代码在系统执行文件时取得控制权，修改DOS中断，在系统调用时进行传染，并将自己附加在可执行文件中，使文件长度增加。1990年，发展为复合型病毒，可感染COM和EXE文件。
伴随，批次型阶段
1992年，伴随型病毒出现，它们利用DOS加载文件的优先顺序进行工作。具有代表性的是”金蝉”病毒，它感染EXE文件时生成一个和EXE同名的扩展名为COM伴随体;它感染COM文件时，改为原来的COM文件为同名的EXE文件，在产生一个原名的伴随体，文件扩展名为COM。这样，在DOS加载文件时，病毒就取得控制权。这类病毒的特点是不改变原来的文件内容，日期及属性，解除病毒时只要将其伴随体删除即可。在非DOS *** 作系统中，一些伴随型病毒利用 *** 作系统的描述语言进行工作，具有典型代表的是”海盗旗”病毒，它在得到执行时，询问用户名称和口令，然后返回一个出错信息，将自身删除。批次型病毒是工作在DOS下的和”海盗旗”病毒类似的一类病毒。
幽灵，多形阶段
1994年，随着汇编语言的发展，实现同一功能可以用不同的方式进行完成，这些方式的组合使一段看似随机的代码产生相同的运算结果。幽灵病毒就是利用这个特点，每感染一次就产生不同的代码。例如”一半”病毒就是产生一段有上亿种可能的解码运算程序，病毒体被隐藏在解码前的数据中，查解这类病毒就必须能对这段数据进行解码，加大了查毒的难度。多形型病毒是一种综合性病毒，它既能感染引导区又能感染程序区，多数具有解码算法，一种病毒往往要两段以上的子程序方能解除。
生成器，变体机阶段
1995年，在汇编语言中，一些数据的运算放在不同的通用寄存器中，可运算出同样的结果，随机的插入一些空 *** 作和无关指令，也不影响运算的结果，这样，一段解码算法就可以由生成器生成。当生成的是病毒时，这种复杂的称之为病毒生成器和变体机就产生了。具有典型代表的是”病毒制造机”VCL，它可以在瞬间制造出成千上万种不同的病毒，查解时就不能使用传统的特征识别法，需要在宏观上分析指令，解码后查解病毒。变体机就是增加解码复杂程度的指令生成机制。
网络，蠕虫阶段 第一篇 第二篇
1995年，随着网络的普及，病毒开始利用网络进行传播，它们只是以上几代病毒的改进。在非DOS *** 作系统中，”蠕虫”是典型的代表，它不占用除内存以外的任何资源，不修改磁盘文件，利用网络功能搜索网络地址，将自身向下一地址进行传播，有时也在网络服务器和启动文件中存在。
视窗阶段
1996年，随着Windows和Windows95的日益普及，利用Windows进行工作的病毒开始发展，它们修改(NE，PE)文件，典型的代表是DS。3873，这类病毒的急智更为复杂，它们利用保护模式和API调用接口工作，解除方法也比较复杂。
宏病毒阶段
1996年，随着Windows Word功能的增强，使用Word宏语言也可以编制病毒，这种病毒使用类Basic语言，编写容易，感染Word文档文件。在Excel和AmiPro出现的相同工作机制的病毒也归为此类。由于Word文档格式没有公开，这类病毒查解比较困难。
互连网阶段
1997年，随着因特网的发展，各种病毒也开始利用因特网进行传播，一些携带病毒的数据包和邮件越来越多，如果不小心打开了这些邮件，机器就有可能中毒。
爪哇，邮件炸d阶段
1997年，随着万维网上Java的普及，利用Java语言进行传播和资料获取的病毒开始出现，典型的代表是JavaSnake病毒。还有一些利用邮件服务器进行传播和破坏的病毒，例如Mail-Bomb病毒，它就严重影响因特网的效率。1最近做RSA加密用于增强android客户机与服务器(JavaEE)数据传输的安全性。发现在andorid机器上生成的（密钥对由服务器在windows xp下生成并将公钥发给客户端保存）密码无法在服务器通过私钥解密。
2为了测试，在服务器本地加解密正常，另外，在android上加解密也正常，但是在服务器中加密（使用相同公钥）后的密码同样无法在android系统解密（使用相同私钥）。
3由于对RSA加密算法不了解，而且对Java RSA的加密过程也不清楚、谷歌一番，才了解到可能是加密过程中的填充字符长度不同，这跟加解密时指定的RSA算法有关系。
4比如，在A机中使用标准RSA通过公钥加密，然后在B系统中使用“RSA/ECB/NoPadding”使用私钥解密，结果可以解密，但是你会发现解密后的原文前面带有很多特殊字符，这就是在加密前填充的空字符；如果在B系统中仍然使用标准的RSA算法解密，这在相同类型的JDK虚拟机环境下当然是完全一样的，关键是android系统使用的虚拟机（dalvik）跟SUN标准JDK是有所区别的，其中他们默认的RSA实现就不同。
5更形象一点，在加密的时候加密的原文“abc”，你直接使用“abc”getBytes()方法获得的bytes长度可能只有3，但是系统却先把它放到一个512位的byte数组里，new byte[512]，再进行加密。但是解密的时候你使用的是“加密后的密码”getBytes()来解密，解密后的原文自然就是512长度的数据，即是在“abc”之外另外填充了500多字节的其他空字符。
引用：
Afters some hours of trying, confirming that the key pairs are the same, using different options of saving the public key in the Android filesystem, etc I finally found a post stating that Android is using the Bouncycastle Security provider Bouncycastle’s default RSA implementation is: “RSA/None/NoPadding”, whereas Sun’s default security provider implementation is “RSA/None/PKCS1Padding” So, no decryption possible when just using
CiphergetInstance("RSA")
because of the different paddings used
So for a solution I downloaded the bouncycastle Jar, added bounycastle as a Security provider to my Java App, and now use
CiphergetInstance("RSA", "BC");
It works fine now
EOF这位仁兄分析说android系统的RSA实现是"RSA/None/NoPadding"，而标准JDK实现是"RSA/None/PKCS1Padding" ，这造成了在android机上加密后无法在服务器上解密的原因（服务器使用的是SUN JDK60）。
我自己的总结：其实只要加载bouncycastle Jar到PC服务端和android客户端即可。
另外
KeyPairGenerator keyPairGen = KeyPairGeneratorgetInstance("RSA",
new orgbouncycastlejceproviderBouncyCastleProvider());
所有getInstantce方法里必须写成如上形式才可。
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