2023年软件开发述职报告（精选多篇）.docx

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1、2023年软件开发述职报告（精选多篇） 推荐第1篇：软件开发述职报告 软件开发述职报告 软件开发述职报告 本人于xxx年x月份加入xxx发展有限公司，入职后在工程部工作，任土建工程师，作为一名加入公司的新人，最重要的就是要在最短的时间内度过“适应期”，尽快适应工作环境，快速转换角色。 一、新的岗位，新的挑战 来到公司的第一天，给我最大的感受就是公司的规范化的管理，不光体现在工作中，同时在企业形象、个人形象中同样能够得到体现。土建工程师是一个对实际工作经验要求很高的职位，而我正是在这方面有所欠缺，我将通过工作中锻炼自己、提高自己、塑造自己。这种学习是一种见机行事，是让自己适应工作中的知识技能，使

2、自我希望通过学习能增强自己的竞争力，同时也增强公司的竞争力。 二、规范自己的言行，做合格的职员 在工程部工作,免不了要与上下左右及社会各界联系,我将始终牢记自己是公司的一员,言行举止都注重约束自己。对各级领导,做到谦虚谨慎,尊重服从。但是服从并不代表盲从，对于有利于项目的开展的合理的意见也要及时的反馈给领导，做事大胆，不避讳上下层的关系，真正做到对工程负责，对公司负责，要把自己真正的当成公司的主人。 三、加强学习，提高现场工程管理水平 在对施工单位的管理上，以合同、规范为依据，按照工程管理手册向施工单位灌输我公司的管理方法和理念，立好规矩，制定好标准，树质量、安全文明标兵从而带动后进的单位，同

3、时增强服务意识，进行充分的沟通、协调是做好对施工单位管理的基础。 对监理公司的管理，首先应充分支持监理的工作，其次要检查、督促、指导监理的工作，对待监理日常工作不到位的地方及时指出，在对施工单位的管理上有时可借助监理的力量，往往可以取得良好的效果。 在工程协调上坚持以合同为依据，站在公司利益的立场上处理事情，坚持原则，但又要有一定的灵活性，协调的目的是保证工程进度更快，质量更好更有保证，造价最低，整体效果最好。 在三控两管上，做到有计划有跟踪有落实，紧盯合同目标制定关键控制节点，在总体进度计划的基础上把计划分解到每季、月、周，制定相应的考核制度;质量控制做到事前、事中、事后控制，关键是过程控制

4、;投资控制上严格审查各种签证和变更资料，确认其合理性、必要性，避免增量多报和减量漏报;在合同管理上，充分熟悉合同条款，落实合同条款的执行情况，严格按照合同执行;在信息管理上做到规范、系统、统 一、有条理。 四、尽心履职,全心全意当好称职的土建工程师 作为工程部的一名土建工程师,我的理解,没有什么谋求利益和享受待遇的权力,只有承担责任、带头工作的义务。在平时的工作中,对领导交办的工作,从不讨价还价,保质保量完成;对自己分内的工作也能积极对待,努力完成,做到既不越位,又要到位,更不失职。在同办公室其他几位同事的工作协调上,做到真诚相待,互帮互学。 最后，我想说的是，我需要做到的就是成为一个优秀的员

5、工。 软件开发述职报告 通过一年学习实践，在以下技能上面有了较大进步： 1) 对研发、生产各项环节的更清晰认识。经过2x2 Triplexer、ECAN CNU、ECAN CLT几个案子的历练，增进了对设计预研，设计验证，设计导入生产等环节的熟悉程度;同时，更多参与与各部门间的交流，沟通能力得到锻炼，增加了处理各种问题的经验。对产品的研发历程和成本产生等有了一个比较完整的认识。 2) 对网络的更深认识。年初花了不少时间对Triple play相关技术的规格，以及实现方案做了很多调研工作。在实现方案调研过程中，查漏补缺，让我对网络的认识更加的完善。硬件上主要有，对OSI七层网络结构模型的更深认识

6、，对PON网络结构有较清晰了解，Ethernet产品的一般实现方案有较深了解，知道了一些路由及交换产品的一般实现方案，还了解到VoIP产品的构成及实现方案等等;软件上主要有，对Linux系统的更深认识，对SIP协议的细节认识，对Router软件实现的认识的加深，以及SIP服务器的移植、使用等。 3) 对产品可靠度设计的更深刻认识。包括de-rating，ESD，Hi-pot等设计考虑的深入学习。 4) 对硬件基本调试方法的更深刻认识。包括使用万用表，示波器，网络分析仪等设备对产品各参数的测量，并bug shooting等。 5) 一些基本的PCB Layout常识学习。 对如Signal In

7、tegrity，Designe For Manufacturing，PCB Fabrication，PCB过流能力考虑等等， 都有了一个初步的认识。 6) 对一些元件的更认可认识。在制作采规及元件选用时，及时对各种器件的基本知识做了整理，对电阻、电容、二极管、Power IC等元件有了更加全面的认识。 硬件方面： 1) 学习硬件调试、维修。 增加数字电路调试经验，单片机常用外围单元调试、设计经验等。 2) 继续完善各种元件的基本知识。 3) 增加PCB Layout经验 Linux编程方面： 4) Linux Makefile编程、及shell编程继续学习，以提高工作效率。 5) Linux应

8、用编程继续练习。争取明年一年能熟练Linux应用编程! 6) 继续熟悉Linux系统，可简单进行移植，裁剪，驱动编程。 以上，结合公司project，重点进行强化。 嵌入式技术应用广泛，比如，可作为设备的控制模块，CATV编解码终端中的应用，各种网络设备中的核心控制器模块。嵌入式技术在增加产品附加价值，如易用性、界面友好性等方面表现突出;同时，嵌入式技术又可以快速集成现有技术，IC，或IP以形成新产品，来满足市场需求。 综合公司业务范围，嵌入式技术优势，以及个人所学专业知识，未来23年内，定位为嵌入式工程师，努力学习相关知识。 推荐第2篇：软件开发报告 负载均衡器软件 开发报告 院系： 班级：

9、 成员： 目录 1.可行性分析报告.1 1.1 项目背景 .1 1.2产品分析 .1 1.3 结论意见 .2 2.项目开发计划 .2 2.1 总体功能要求 .2 2.2 软件开发平台要求 .2 2.3 软件项目的开发实施过程管理要求 .2 3.软件开发 .2 3.1 软件的需求分析 .3 3.3软件的详细设计 .4 3.4 软件的编码 .5 3.5软件的测试 .31 3.5.1测试计划 .31 3.5.2 软件测试 .31 4.项目开发总结报告 .32 I 1.可行性分析报告 1.1 项目背景 面对庞大的数据流量，面对集中性的访问，是不是觉得网络服务器岌岌可危呢?不用怕，负载均衡器就能帮你缓解

10、这个问题。负载均衡器通过虚拟IP地址方法，解决了轮流排程所面临的许多问题。使用了负载均衡器集群系统，在外部看来，像是具有一个IP地址的单一服务器一样，当然，这个IP地址是虚拟的，它映射了集群中的每一台机器的地址。所以，在某种程度上，负载均衡器是将整个集群的IP地址报漏给外部网络。 当请求到达负载均衡器时，它会重写该请求的头文件，并将之指定到集群中的机器上。如果某台机器被从集群中移除了，请求不会别发往已经不存在的服务器上，因为所有的机器表面上都具有同一个IP地址，即使集群中的某个节点被移除了，该地址也不会发生变化。而且，internet上缓存的DNS条目也不再是问题了。当返回一个应答时，客户端看

11、到的只是从负载均衡器上所返回的结果。也就是说，客户端操作的对象是负载均衡器，对于其更后端的操作，对客户端来讲，是完全透明的。 1.2产品分析 服务器一致性负载均衡器读取客户端发出的每一个请求中所包含的cookies或url解释。基于所读出的这些信息，负载均衡器就可以重写报头并将请求发往集群中合适的节点上，该节点维护着相应客户端请求的会话信息。在HTTP通信中，负载均衡器可以提供服务器一致性，但并不是通过一个安全的途径（例如：HTTPS）来提供这种服务。当消息被加密后（SSL），负载均衡器就不能读出隐藏在其中的会话信息。 通过故障恢复机制获得高可靠性故障恢复发生在当集群中某个节点不能处理请求，需

12、将请求重新导向到其他节点时。主要有两种故障恢复： 请求级故障恢复。当集群中的一个节点不能处理请求时（通常是由于down机），请求被发送到其他节点。当然，在导向到其他节点的同时，保存在原节点上的会话信息将会丢失。 透明会话故障恢复。当一个引用失败后，负载均衡器会将之发送到集群中其他的节点上，以完成操作，这一点对用户来说是透明的。由于透明会话故障恢复需要节点具备相应的操作信息，因此为了实现该功能，集群中的所有节点必须具有公共存储区域或通用数据库，存储会话信息数据，以提供每个节点在进行单独进程会话故障恢复时所需要的操作信息。 既然所有的Web应用请求都必须经过负载均衡系统，那么系统就可以确定活动会话

13、的数量，在任何实例访问中的活动会话的数目，应答的次数，高峰负载 1 次数，以及在高峰期和低谷期的会话的数目，还有其他更多的。所有的这些统计信息都可以被很好的用来调整整个系统的性能。 1.3 结论意见 虽然此项目存在一定的技术难度和风险，但我们对项目要达到的目标十分清楚，对所要开发系统将要实现的功能也非常了解。而且有一些成品作为参考，并且在项目的实施过程中我们能够获得帮助，我认为只要我们能够认真思考、仔细规划、明确分工，我们可以承担此项目的开发。 2.项目开发计划 2.1 总体功能要求 1.扩展网络设备和服务器的带宽 2.增加吞吐量 3.加强网络数据处理能力 4.提高网络的灵活性和可用性 2.2

14、 软件开发平台要求 Visual c+ 6.0 SQL Server 2023 C+ Builder 网络架构： 完全支持TCP/IP协议 2.3 软件项目的开发实施过程管理要求 3.软件开发 2 3.1 软件的需求分析 1DNS负载均衡最早的负载均衡技术是通过DNS来实现的，在DNS中为多个地址配置同一个名字，因而查询这个名字的客户机将得到其中一个地址，从而使得不同的客户访问不同的服务器，达到负载均衡的目的。DNS负载均衡是一种简单而有效的方法，但是它不能区分服务器的差异，也不能反映服务器的当前运行状态。 2代理服务器负载均衡 使用代理服务器，可以将请求转发给内部的服务器，使用这种加速模式显

15、然可以提升静态网页的访问速度。然而，也可以考虑这样一种技术，使用代理服务器将请求均匀转发给多台服务器，从而达到负载均衡的目的。 3地址转换网关负载均衡 支持负载均衡的地址转换网关，可以将一个外部IP地址映射为多个内部IP地址，对每次TCP连接请求动态使用其中一个内部地址，达到负载均衡的目的。 4协议内部支持负载均衡除了这三种负载均衡方式之外，有的协议内部支持与负载均衡相关的功能，例如HTTP协议中的重定向能力等，HTTP运行于TCP连接的最高层。 5NAT负载均衡NAT简单地说就是将一个IP地址转换为另一个IP地址，一般用于未经注册的内部地址与合法的、已获注册的Internet IP地址间进行

16、转换。适用于解决Internet IP地址紧张、不想让网络外部知道内部网络结构等的场合下。 6反向代理负载均衡普通代理方式是代理内部网络用户访问internet上服务器的连接请求，客户端必须指定代理服务器，并将本来要直接发送到internet上服务器的连接请求发送给代理服务器处理。反向代理（Reverse Proxy）方式是指以代理服务器来接受internet上的连接请求，然后将请求转发给内部网络上的服务器，并将从服务器上得到的结果返回给internet上请求连接的客户端，此时代理服务器对外就表现为一个服务器。反向代理负载均衡技术是把将来自internet上的连接请求以反向代理的方式动态地转发

17、给内部网络上的多台服务器进行处理，从而达到负载均衡的目的。 7混合型负载均衡在有些大型网络，由于多个服务器群内硬件设备、各自的规模、提供的服务等的差异，可以考虑给每个服务器群采用最合适的负载均衡方式，然后又在这多个服务器群间再一次负载均衡或群集起来以一个整体向外界提供服务（即把这多个服务器群当做一个新的服务器群），从而达到最佳的性能。将这种方式称之为混合型负载均衡。此种方式有时也用于单台均衡设备的性能不能满足大量连接请求的情况下。 3.2软件的概要设计 软件负载均衡解决方案是指在一台或多台服务器相应的操作系统上安装一 3 个或多个附加软件来实现负载均衡，DNSLoadBalanceCheckP

18、ointFirewall-1 ConnectControl等，它的优点是基于特定环境，配置简单，使用灵活，成本低廉，可以满足一般的负载均衡需求。硬件负载均衡解决方案是直接在服务器和外部网络间安装负载均衡设备，这种设备通常称之为负载均衡器，由于专门的设备完成专门的任务，独立于操作系统，整体性能得到大量提高，加上多样化的负载均衡策略，智能化的流量管理，可达到最佳的负载均衡需求。 一般而言，硬件负载均衡在功能、性能上优于软件方式，不过成本昂贵。 本地负载均衡能有效地解决数据流量过大、网络负荷过重的问题，并且不需花费昂贵开支购置性能卓越的服务器，充分利用现有设备，避免服务器单点故障造成数据流量的损失。

19、其有灵活多样的均衡策略把数据流量合理地分配给服务器群内的服务器共同负担。即使是再给现有服务器扩充升级，也只是简单地增加一个新的服务器到服务群中，而不需改变现有网络结构、停止现有的服务。 全局负载均衡主要用于在一个多区域拥有自己服务器的站点，为了使全球用户只以一个IP地址或域名就能访问到离自己最近的服务器，从而获得最快的访问速度，也可用于子公司分散站点分布广的大公司通过企业内部互联网来达到资源统一合理分配的目的。 3.3软件的详细设计 1.轮转法：轮转算法是所有调度算法中最简单也最容易实现的一种方法。在一个任务队列里，队列的每个成员（节点）都具有相同的地位，轮转法简单的在这组成员中顺序轮转选择。

20、在负载平衡环境中，均衡器将新的请求轮流发给节点队列中的下一节点，如此连续、周而复始，每个集群的节点都在相等的地位下被轮流选择。这个算法在DNS域名轮询中被广泛使用。 轮转法的活动是可预知的，每个节点被选择的机会是1/N，因此很容易计算出节点的负载分布。轮转法典型的适用于集群中所有节点的处理能力和性能均相同的情况，在实际应用中，一般将它与其他简单方法联合使用时比较有效。 2.散列法：散列法也叫哈希法（HASH），通过单射不可逆的HASH函数，按照某种规则将网络请求发往集群节点。哈希法在其他几类平衡算法不是很有效时会显示出特别的威力。例如，在前面提到的UDP会话的情况下，由于轮转法和其他几类基于连

21、接信息的算法，无法识别出会话的起止标记，会引起应用混乱。 而采取基于数据包源地址的哈希映射可以在一定程度上解决这个问题：将具有相同源地址的数据包发给同一服务器节点，这使得基于高层会话的事务可以以适当的方式运行。相对称的是，基于目的地址的哈希调度算法可以用在Web Cache集群中，指向同一个目标站点的访问请求都被负载平衡器发送到同一个Cache服务节点上，以避免页面缺失而带来的更新Cache问题。 3.最少连接法：在最少连接法中，平衡器纪录目前所有活跃连接，把下一个新的请求发给当前含有最少连接数的节点。这种算法针对TCP连接进行，但由于 4 不同应用对系统资源的消耗可能差异很大，而连接数无法反

22、映出真实的应用负载，因此在使用重型Web服务器作为集群节点服务时（例如Apache服务器），该算法在平衡负载的效果上要打个折扣。为了减少这个不利的影响，可以对每个节点设置最大的连接数上限（通过阈值设定体现）。 4.最低缺失法：在最低缺失法中，平衡器长期纪录到各节点的请求情况，把下个请求发给历史上处理请求最少的节点。与最少连接法不同的是，最低缺失记录过去的连接数而不是当前的连接数。 5.最快响应法：平衡器记录自身到每一个集群节点的网络响应时间，并将下一个到达的连接请求分配给响应时间最短的节点，这种方法要求使用ICMP包或基于UDP包的专用技术来主动探测各节点。 在大多数基于LAN的集群中，最快响

23、应算法工作的并不是很好，因为LAN中的ICMP包基本上都在10ms内完成回应，体现不出节点之间的差异；如果在 WAN上进行平衡的话，响应时间对于用户就近选择服务器而言还是具有现实意义的；而且集群的拓扑越分散这种方法越能体现出效果来。这种方法是高级平衡基于拓扑结构重定向用到的主要方法。 6.加权法：加权方法只能与其他方法合用，是它们的一个很好的补充。加权算法根据节点的优先级或当前的负载状况（即权值）来构成负载平衡的多优先级队列，队列中的每个等待处理的连接都具有相同处理等级，这样在同一个队列里可以按照前面的轮转法或者最少连接法进行均衡，而队列之间按照优先级的先后顺序进行均衡处理。在这里权值是基于各

24、节点能力的一个估计值。 3.4 软件的编码 #include #include #include #include conn.h #include log.h #include fdwrapper.h conn:conn() m_srvfd = -1; m_clt_buf = new char BUF_SIZE ; if( !m_clt_buf ) throw std:exception(); 5 m_srv_buf = new char BUF_SIZE ; if( !m_srv_buf ) throw std:exception(); reset(); conn:conn() delete

25、 m_clt_buf; delete m_srv_buf; void conn:init_clt( int sockfd, const sockaddr_in& client_addr ) m_cltfd = sockfd; m_clt_addre = client_addr; void conn:init_srv( int sockfd, const sockaddr_in& server_addr ) m_srvfd = sockfd; m_srv_addre = server_addr; void conn:reset() m_clt_read_idx = 0; m_clt_write_

26、idx = 0; m_srv_read_idx = 0; m_srv_write_idx = 0; m_srv_closed = false; m_cltfd = -1; memset( m_clt_buf, 0, BUF_SIZE ); memset( m_srv_buf, 0, BUF_SIZE ); 6 RET_CODE conn:read_clt() int bytes_read = 0; while( true ) if( m_clt_read_idx = BUF_SIZE ) log( LOG_ERR, _FILE_, _LINE_, %s, the client read buf

27、fer is full, let server write ); return BUFFER_FULL; bytes_read = recv( m_cltfd, m_clt_buf + m_clt_read_idx, BUF_SIZEm_clt_write_idx ) 0 ) ? OK : NOTHING; RET_CODE conn:read_srv() int bytes_read = 0; while( true ) if( m_srv_read_idx = BUF_SIZE ) 7 log( LOG_ERR, _FILE_, _LINE_, %s, the server read bu

28、ffer is full, let client write ); return BUFFER_FULL; bytes_read = recv( m_srvfd, m_srv_buf + m_srv_read_idx, BUF_SIZEm_srv_write_idx ) 0 ) ? OK : NOTHING; RET_CODE conn:write_srv() int bytes_write = 0; while( true ) if( m_clt_read_idx 8 bytes_write = send( m_srvfd, m_clt_buf + m_clt_write_idx, m_cl

29、t_read_idxm_srv_write_idx, 0 ); if ( bytes_write = -1 ) 9 if( errno = EAGAIN | errno = EWOULDBLOCK ) return TRY_AGAIN; log( LOG_ERR, _FILE_, _LINE_, write client socket failed, %s, strerror( errno ) ); return IOERR; else if ( bytes_write = 0 ) return CLOSED; m_srv_write_idx += bytes_write; #ifndef F

30、DWRAPPER_H #define FDWRAPPER_H #include #include #include int setnonblocking( int fd ) int old_option = fcntl( fd, F_GETFL ); int new_option = old_option | O_NONBLOCK; fcntl( fd, F_SETFL, new_option ); return old_option; void add_read_fd( int epollfd, int fd ) epoll_event event; 0 1 event.data.fd =

31、fd; event.events = EPOLLIN | EPOLLET; epoll_ctl( epollfd, EPOLL_CTL_ADD, fd, &event ); setnonblocking( fd ); void add_write_fd( int epollfd, int fd ) epoll_event event; event.data.fd = fd; event.events = EPOLLOUT | EPOLLET; epoll_ctl( epollfd, EPOLL_CTL_ADD, fd, &event ); setnonblocking( fd ); void

32、closefd( int epollfd, int fd ) epoll_ctl( epollfd, EPOLL_CTL_DEL, fd, 0 ); close( fd ); void removefd( int epollfd, int fd ) epoll_ctl( epollfd, EPOLL_CTL_DEL, fd, 0 ); void modfd( int epollfd, int fd, int ev ) epoll_event event; event.data.fd = fd; event.events = ev | EPOLLET; epoll_ctl( epollfd, E

33、POLL_CTL_MOD, fd, &event ); 11 #endif #include #include #include #include log.h static int level = LOG_INFO; static int LOG_BUFFER_SIZE = 2048; static const char* loglevels = emerge!, alert!, critical!, error!, warn!, notice:, info:, debug: ; void set_loglevel( int log_level ) level = log_level; voi

34、d log( int log_level, const char* file_name, int line_num, const char* format, .) if ( log_level level ) return; time_t tmp = time( NULL ); struct tm* cur_time = localtime( &tmp ); if ( ! cur_time ) 2 1 return; char arg_buffer LOG_BUFFER_SIZE ; memset( arg_buffer, 0, LOG_BUFFER_SIZE ); strftime( arg

35、_buffer, LOG_BUFFER_SIZELOG_EMERG ); va_list arg_list; va_start( arg_list, format ); memset( arg_buffer, 0, LOG_BUFFER_SIZE ); vsnprintf( arg_buffer, LOG_BUFFER_SIZE - 1, format, arg_list ); printf( %sn, arg_buffer ); fflush( stdout ); va_end( arg_list ); #include #include #include #include #include

36、 #include #include #include #include #include #include #include #include #include 3 1 #include #include #include log.h #include conn.h #include mgr.h #include procepool.h using std:vector; static const char* version = 1.0; static void usage( const char* prog ) log( LOG_INFO, _FILE_, _LINE_, usage: %

37、s config_file, prog ); int main( int argc, char* argv ) char cfg_file1024; memset( cfg_file, 0, 100 ); int option; while ( ( option = getopt( argc, argv, f:xvh ) ) != -1 ) switch ( option ) case x: set_loglevel( LOG_DEBUG ); break; 1 4 -v -h -f case v: log( LOG_INFO, _FILE_, _LINE_, %s %s, argv0, ve

38、rsion ); return 0; case h: usage( basename( argv 0 ) ); return 0; case f: memcpy( cfg_file, optarg, strlen( optarg ) ); break; case ?: log( LOG_ERR, _FILE_, _LINE_, un-recognized option %c, option ); usage( basename( argv 0 ) ); return 1; if( cfg_file0 = 0 ) log( LOG_ERR, _FILE_, _LINE_, %s, please specifiy the config file ); return 1; int cfg_fd = open( cfg_file, O_RDONLY ); 5 1 if( !cfg_fd ) log( LOG_ERR, _FILE_, _LINE_, read config file met error: %s, strerror( errno ) ); return 1; struct stat ret_stat; if( fstat( cfg_fd, &ret_stat ) balance_srv; vector logi