标签：node 简要 笔记 eVisitor 线程 poll null 节点
Redis：
incr key 自增value （业务场景：分库分表可以用来生成表的自增ID（会有浪费资源的问题，数据量变大有压力），文章的阅读数量）
incrby key N数量 自增N个value 可以解决分库分表产生的数据量压力问题
decr key 将 key 中储存的数字值减一。
decr key N数量 所储存的值减去给定的减量值 。
zset
默认内部实现算法是压缩列表"ziplist"
跳表算法：将有序链表改造为支撑"折半查找算法"，可以进行快速的插入，删除，查找操作
缓存穿透：
访问一个缓存和数据库都不存在的 key，此时会直接打到数据库上，并且查不到数据，没法写缓存，所以下一次同样会打到数据库上。
解决方案：
1、接口校验。在正常业务流程中可能会存在少量访问不存在 key 的情况，但是一般不会出现大量的情况，所以这种场景最大的可能性是遭受了非法攻击。可以在最外层先做一层校验：用户鉴权、数据合法性校验等，例如商品查询中，商品的ID是正整数，则可以直接对非正整数直接过滤等等。
2、缓存空值。当访问缓存和DB都没有查询到值时，可以将空值写进缓存，但是设置较短的过期时间，该时间需要根据产品业务特性来设置。
缓存击穿：
某一个热点 key，在缓存过期的一瞬间，同时有大量的请求打进来，由于此时缓存过期了，所以请求最终都会走到数据库，造成瞬时数据库请求量大、压力骤增，甚至可能打垮数据库。
解决方案：
1、加互斥锁。在并发的多个请求中，只有第一个请求线程能拿到锁并执行数据库查询操作，其他的线程拿不到锁就阻塞等着，等到第一个线程将数据写入缓存后，直接走缓存。
关于互斥锁的选择，选择 Redis 分布式锁，因为这个可以保证只有一个请求会走到数据库，这是一种思路。
但是其实仔细想想的话，这边其实没有必要保证只有一个请求走到数据库，只要保证走到数据库的请求能大大降低即可，所以还有另一个思路是 JVM 锁。
JVM 锁保证了在单台服务器上只有一个请求走到数据库，通常来说已经足够保证数据库的压力大大降低，同时在性能上比分布式锁更好。
需要注意的是，无论是使用“分布式锁”，还是“JVM 锁”，加锁时要按 key 维度去加锁。
2、热点数据不过期。直接将缓存设置为不过期，然后由定时任务去异步加载数据，更新缓存。
这种方式适用于比较极端的场景，例如流量特别特别大的场景，使用时需要考虑业务能接受数据不一致的时间，还有就是异常情况的处理，不要到时候缓存刷新不上，一直是脏数据，那就凉了。
缓存雪崩：
大量的热点 key 设置了相同的过期时间，导在缓存在同一时刻全部失效，造成瞬时数据库请求量大、压力骤增，引起雪崩，甚至导致数据库被打挂。
缓存雪崩其实有点像“升级版的缓存击穿”，缓存击穿是一个热点 key，缓存雪崩是一组热点 key。
解决方案：
1、过期时间打散。既然是大量缓存集中失效，那最容易想到就是让他们不集中生效。可以给缓存的过期时间时加上一个随机值时间，使得每个 key 的过期时间分布开来，不会集中在同一时刻失效。
2、热点数据不过期。该方式和缓存击穿一样，也是要着重考虑刷新的时间间隔和数据异常如何处理的情况。
3、加互斥锁。该方式和缓存击穿一样，按 key 维度加锁，对于同一个 key，只允许一个线程去计算，其他线程原地阻塞等待第一个线程的计算结果，然后直接走缓存即可。
线程状态
6个状态定义：java.lang.Thread.State
1.New：尚未启动的线程的线程状态。
2.Runnable：可运行线程的线程状态，等待CPU调度。
3.Blocked：线程阻塞等待监视器锁定的线程状态。处于synchronized同步代码块或方法中被阻塞。
4.Waiting：等待线程的线程状态。下列不带超时的方式：
Object.wait、Thread.join、LockSupport.park
5.Timed Waiting：具有指定等待时间的等待线程的线程状态。下列带超时的方式：
Thread.sleep、Object.wait、Thread.join、LockSupport.parkNanos、LockSupport.parkUntil
6.Terminated：终止线程的线程状态。线程正常完成执行或者出现异常。
线程中止 Thread.interrupt()
如果目标线程在调用Object class的wait（）、wait（long）或wait（long，int）方法、join（）、join（long，int）或sleep（long，int）方法时被阻塞，那么Interrupt会生效，该线程的中断状态将被清除，抛出InterruptedException异常。
如果目标线程是被I/0或者NIO中的Channel所阻塞，同样，I/O操作会被中断或者返回特殊异常值。达到终止线程的目的。
如果以上条件都不满足，则会设置此线程的中断状态。
线程停止/唤醒
wait / notify 必须在synchronized(this)锁块里面执行，会自动释放锁 不然会抛出异常，执行顺序必须先wait再notify 不然会导致一直等待
park / unpark 不能在synchronized(this)锁块里面执行不会自动释放锁
线程伪唤醒
官方建议应该在循环中检查等待条件，原因是处于等待状态的线程可能会收到错误警报和伪唤醒，如果不在循环中检查等待条件，程序就会在没有满足结束条件的情况下退出。
伪唤醒是指线程并非因为notify、notifyall、unpark等api调用而唤醒，是更底层原因导致的。
线程封闭
数据都被封闭在各自的线程之中，就不需要同步，这种通过将数据封闭在线程中而避免使用同步的技术称为线程封闭。
线程封闭具体的体现有：ThreadLocal、局部变量
用法：ThreadLocal-T> var=new ThreadLocal-T>（）；会自动在每一个线程上创建一个T的副本，副本之间彼此独立，互不影响。
可以用ThreadLocal存储一些参数，以便在线程中多个方法中使用，用来代替方法传参的做法。
线程安全
sun.misc.Unsafe 类： Unsafe类的CAS操作可能是用的最多的，它为Java的锁机制提供了一种新的解决办法，比如AtomicInteger等类都是通过该方法来实现的。compareAndSwap方法是原子的，可以避免繁重的锁机制，提高代码效率。这是一种乐观锁，通常认为在大部分情况下不出现竞态条件，如果操作失败，会不断重试直到成功。
LongAdder 类：分布式计数器，多个线程之间自主保存计数结果，只有在sum方法才计算结果
锁消除=自动优化掉一些没有线程安全的syn锁，锁粗化=多把锁合并为1把锁， 都是jit为了提升性能而自动优化的 JVM优化的偏向锁：偏向标记第一次有用，出现过争用后就没用了。-XX:-UseBiasedLocking禁用使用偏置锁定，偏向锁，本质就是无锁，如果没有发生过任何多线程争抢锁的情况，JVM认为就是单线程，无需做同步（jvm为了少干活：同步在JVM底层是有很多操作来实现的，如果 是没有争用，就不需要去做同步操作）
线程volatile修饰 变量的内存可见性，线程代码重排序
vm参数
被volatile修饰的共享变量，就具有了以下两点特性：
1.保证了不同线程对该变量操作的内存可见性;
2.禁止指令重排序
如线程中出现如下代码
private boolean flag = true;
run(){
while(flag){
xxx
}
}
sleep(2000)
flag = false;
没有加volatile修饰可能会导致死循环，因为CPU重排序会把while(flag)改为while(true)
悲观锁，乐观锁：
悲观锁：假定会发生并发冲突，同步所有对数据的相关操作，从读数据就开始上锁。
乐观锁：假定没有冲突，在修改数据时如果发现数据和之前获取的不一致，则读最新数据，修改后重试修改。
Mybatis源码分析
Mybatis是一个ORM（持久化对象关系映射）框架
操作数据库步骤 --> 解析配置连接数据库源 --> 加载mapping --> 执行语句
有4种加载mappings配置方法 package ->resource->class->url
操作执行器：org.apache.ibatis.session {
// 简单
SIMPLE,
// 复用
REUSE,
// 批量
BATCH
}
Java动态代理
1、JDK动态代理
利用拦截器(拦截器必须实现InvocationHanlder)加上反射机制生成一个实现代理接口的匿名类，
在调用具体方法前调用InvokeHandler来处理。
2、CGLiB动态代理
利用ASM开源包，对代理对象类的class文件加载进来，通过修改其字节码生成子类来处理。
3、何时使用JDK还是CGLiB？
1）如果目标对象实现了接口，默认情况下会采用JDK的动态代理实现AOP。
2）如果目标对象实现了接口，可以强制使用CGLIB实现AOP。
3）如果目标对象没有实现了接口，必须采用CGLIB库，Spring会自动在JDK动态代理和CGLIB之间转换。
4、如何强制使用CGLIB实现AOP？
1）添加CGLIB库(aspectjrt-xxx.jar、aspectjweaver-xxx.jar、cglib-nodep-xxx.jar)
2）在Spring配置文件中加入<aop:aspectj-autoproxy proxy-target-class="true"/>
5、JDK动态代理和CGLIB字节码生成的区别？
1）JDK动态代理只能对实现了接口的类生成代理，而不能针对类。
2）CGLIB是针对类实现代理，主要是对指定的类生成一个子类，覆盖其中的方法，
并覆盖其中方法实现增强，但是因为采用的是继承，所以该类或方法最好不要声明成final，
对于final类或方法，是无法继承的。
6、CGlib比JDK快？
1）使用CGLib实现动态代理，CGLib底层采用ASM字节码生成框架，使用字节码技术生成代理类，在jdk6之前比使用Java反射效率要高。唯一需要注意的是，CGLib不能对声明为final的方法进行代理，因为CGLib原理是动态生成被代理类的子类。
2）在jdk6、jdk7、jdk8逐步对JDK动态代理优化之后，在调用次数较少的情况下，JDK代理效率高于CGLIB代理效率，只有当进行大量调用的时候，jdk6和jdk7比CGLIB代理效率低一点，但是到jdk8的时候，jdk代理效率高于CGLIB代理，总之，每一次jdk版本升级，jdk代理效率都得到提升，而CGLIB代理消息确有点跟不上步伐。
7、Spring如何选择用JDK还是CGLiB？
1）当Bean实现接口时，Spring就会用JDK的动态代理。
2）当Bean没有实现接口时，Spring使用CGlib是实现。
3）可以强制使用CGlib（在spring配置中加入<aop:aspectj-autoproxy proxy-target-class="true"/>）。
AQS抽象队列同步器
提供了对资源占用、释放，线程的等待、唤醒等等接口和具体实现。
可以用在各种需要控制资源争用的场景中。（ReentrantLock/CountDownLatch/Semphore）
Rabbit：
如何保证消息被消费成功
1.定时任务去读取数据库中处理失败的数据，重新提交给消息队列，加上重试次数字段，达到N次处理失败情况后通知人工处理
如何保证消息不会被重复消费（集群架构下）
1.乐观锁，在数据库中标记一个版本属性，在更新时代码将版本号+1 where 条件再加上读取出来的老版本
接口幂等性（一次调用跟N次调用结果是相同的）：
非幂等性：UPDATE tab1SET col1=col1+1WHERE col2=2，每次执行的结果都会发生变化，不是幂等的。
解决方案：
1.Token机制（可以随机生成一个Token返回）
步骤 (获取Token 对比Token 删除Token)，这整个步骤必须要是原子性的，所以可以用 redis的lua脚本来执行
if redis. call("get', KEYS[1])==ARGV[1] then return redis. call("del", KEYS[1]) else return 0 end
2.乐观锁，在数据库中标记一个版本属性，在更新时代码将版本号+1 where 条件再加上读取出来的老版本
3.redis防重 使用redis的set功能 将处理的数据加密后加入到redis里面，每次处理数据前先判断是不是已经被处理过了
JVM启动参数：
-Xms = 堆内存最小空间
-Xmx = 堆内存最大空间
老年代(old)，与新生代(eden) 堆内存分配比是 old:2 eden:1
-Xss = 分配线程内存大小
-Xmn = 年轻代的内存大小（年轻代下面的空间是 eden,S0,S1 分配空间比例是 8:1:1 2G的内存大小分配为：eden=1.6G S0=200M S1=200M）
-XX:MetaspaceSize = 元空间GC初始阈值 MetaspaceSize表示的并非是元空间的大小，它的含义是:主要控制matesaceGC发生的初始阈值，也就是最小阈值。也就是说当使用的matespace空间到达了MetaspaceSize的时候，就会触发Metaspace的GC
-XX:MaxMetaspaceSize = 在jvm启动的时候，并不会分配MaxMetaspaceSize这么大的一块内存出来，metaspace是可以一直扩容的，直到到达MaxMetaspaceSize。
java -Xms3G -Xmx3G -Xmn2G -Xss1M -XX:MetaspaceSize=512M -XX:MaxMetaspaceSize=512M -jar microservice-eureka-server.jar
JDK自带的JVM性能分析工具
jvisualvm
B树与B+树的区别：
索引是：Key:Value
B树：
B树允许一个节点存放多个数据，这样可以使更小的树的深度存放更多的数据。但是，B树的一个节点中到底能存放多少个数据，决定了树的深度
Mysql默认情况下一个节点的大小是16K
通过索引的 Key:Value 占用大小大致计算，B数存储的节点是非常有限的
B+树：
非叶子节点冗余了叶子节点中的索引Key
叶子节点是从小到大，从左到右排列的
叶子节点之间提供了指针，提高了区间访问的性能
只有叶子节点才存放数据，非叶子节点不存放数据只存放索引Key
因为非叶子节点只存放索引Key，所以B+树一个节点可以存放大量的索引Key，3层结构最多可以存放2000w级别的数据
数据结构：树（Tree）
floor：向下取整，去除小数点后面的数字（2.5转换后成为2,2.9999也是2）
ceiling：向上取整，去除小数点后面的数字后+1（3.2转换后变成4）
树的基本概念：
节点、根节点、父节点、子节点、兄弟节点
一棵树可以没有任何节点，称为空树
一棵树可以只有1个节点，也就是只有根节点
子树、左子树、右子树
节点的度（degree）：子树的个数
树的度：所有节点度中的最大值
叶子节点（leaf）：度为0的节点
非叶子节点：度不为0的节点
二叉树：
每个节点最多拥有2颗子树
左子树和右子树是有顺序的
即使某节点只有一棵子树，也要区分左右子树
二叉树是有序树
真二叉树：
节点的度要么是0要么是2
满二叉树：
所有节点的度要么为0，要么为2，且所有的叶子节点都在最后一层。
在同样高度的二叉树中，满二叉树的叶子节点数量最多、总节点数量最多
满二叉树一定是真二叉树，真二叉树不一定是满二叉树
完全二叉树：
叶子节点只会出现最后2层，且最后1层的叶子结点都靠左对齐
完全二叉树从根结点至倒数第2层是一棵满二叉树
满二叉树一定是完全二叉树，完全二叉树不一定是满二又树
如果i=1，它是根节点
如果i>1，它的父节点编号为floor（i/2）
如果2i <= n，它的左子节点编号为2i
如果2i > n，它无左子节点
如果2i+1 <= n，它的右子节点编号为2i+1
如果2i+1 > n，它无右子节点
面试题：
如果一棵完全二叉树有768个节点，求叶子节点的个数？
假设叶子节点个数为n0，度为1的节点个数为n1，度为2的节点个数为n2
总结点个数n=n0+n1+n2，而且n0=n2+1 n=2n0+n1-1
完全二叉树的n1要么为0，要么为1
n1为1时，n=2n0，n必然是偶数
叶子节点个数n0=n/2，非叶子节点个数n1+n2=n/2
n1为0时，n=2n0-1，n必然是奇数
叶子节点个数n0=（n+1）/2，非叶子节点个数n1+n2=（n-1）/ 2
叶子节点个数n0=floor（（n+1）/2）=ceiling（n/2）
非叶子节点个数n1+n2=floor（n/2）=ceiling（（n-1）/2）
因此叶子节点个数为384
二叉搜索树（又称：二叉查找树，二叉排序树）：
任意一个节点的值都大于其左子树所有节点的值
任意一个节点的值都小于其右子树所有节点的值
它的左右子树也是一棵二叉搜索树
二叉搜索树可以大大提高搜索数据的效率
二叉搜索树存储的元素必须具备可比较性比如int、double等如果是自定义类型，需要指定比较方式
不允许为nul1
二叉树常见遍历方式：
口前序遍历（Preorder Traversal）
从根节点先访问左子树在访问右子树，先左边再右边
遍历应用：树状结构展示
口中序遍历（Inorder Traversal）
中序遍历先访问左子树，在访问根节点，在访问右子树，最后的结果是从小到大排列
遍历应用：从大到小排列或从小到大
口后序遍历（Postorder Traversal）
后序遍历先访问左子树，在访问右子树，在访问根节点
遍历应用：适用于先子后父的操作
口层序遍历（Level Order Traversal）
从根节点向下按层次依次访问左子树和右子树
遍历应用：计算二叉树的高度，判断是否为一棵完全二叉树
前驱节点 predecessor：中序遍历时的前一个节点
后继节点 successor：中序遍历时的后一个节点
平衡二叉搜索树（AVL树）：
当树的数据是从小到大添加时，这时二叉树就会变退化成链表
平衡：当节点数量固定时，左右子树的高度越接近，这棵二又树就越平衡（高度越低）
改进方案是：在节点的添加、删除操作之后，想办法让二叉搜索树恢复平衡（减小树的高度）
添加导致的失衡：最坏情况：可能会导致所有祖先节点都失衡，父节点、非祖先节点，都不可能失衡（比如添加的数据在右子树导致失衡，左子树肯定不会失衡）
代码演示：
/**
* 层序遍历
*/
public void levelOrderTraversal(Visitor<E> eVisitor){
if(eVisitor == null) return;
levelOrderTraversal(root,eVisitor);
}
private void levelOrderTraversal(Node<E> node,Visitor<E> eVisitor){
if(node == null) return;
Queue<Node<E>> queue = new LinkedList<>();
queue.offer(node);
while (!queue.isEmpty()){
Node<E> poll = queue.poll();
if(eVisitor.stop) return;
eVisitor.visitor(poll.element);
if(poll.left != null) queue.offer(poll.left);
if(poll.right != null) queue.offer(poll.right);
}
}
/**
* 后序遍历
*/
public void postorderTraversal(Visitor<E> eVisitor){
if(eVisitor == null) return;
postorderTraversal(root , eVisitor);
}
private void postorderTraversal(Node<E> node , Visitor<E> eVisitor){
if(node == null){
return;
}
postorderTraversal(node.left , eVisitor);
postorderTraversal(node.right , eVisitor);
if(eVisitor.stop) return;
eVisitor.visitor(node.element);
}
/**
* 中序遍历
*/
public void inorderTraversal(Visitor<E> eVisitor){
if(eVisitor == null) return;
inorderTraversal(root , eVisitor);
}
private void inorderTraversal(Node<E> node,Visitor<E> eVisitor){
if(node == null){
return;
}
inorderTraversal(node.left , eVisitor);
if(eVisitor.stop) return;
eVisitor.visitor(node.element);
inorderTraversal(node.right , eVisitor);
}
/**
* 前序遍历
*/
public void preorderTraversal(Visitor<E> eVisitor){
if(eVisitor == null) return;
preorderTraversal(root , eVisitor);
}
private void preorderTraversal(Node<E> node,Visitor<E> eVisitor){
if(node == null){
return;
}
if(eVisitor.stop) return;
eVisitor.visitor(node.element);
preorderTraversal(node.left , eVisitor);
preorderTraversal(node.right , eVisitor);
}
/**
* 计算出指定节点的前驱节点
*/
public Node<E> predecessor(Node<E> node){
if(node.left != null) {
node = node.left;
while (node.right != null) node = node.right;
return node;
}else{
while (node.parent != null && node.parent.left == node) node = node.parent;
return node.parent;
}
}
/**
* 计算出指定节点的后继节点
*/
public Node<E> successor(Node<E> node){
if(node.right != null) {
node = node.right;
while (node.left != null) node = node.left;
return node;
}else{
while (node.parent != null && node.parent.right == node) node = node.parent;
return node.parent;
}
}
/**
* 递归获取树的高度
**/
public int height(Node<E> node){
if(node == null) return 0;
return 1 + Math.max(height(node.left) , height(node.right));
}
/**
* 迭代获取树的高度
*/
public int levelHeight(){
if(root == null) return 0;
int height = 0;
int num = 1;
Queue<Node<E>> queue = new LinkedList<>();
queue.offer(root);
while (!queue.isEmpty()){
Node<E> poll = queue.poll();
num--;
if(poll.left != null){
queue.offer(poll.left);
}
if(poll.right != null){
queue.offer(poll.right);
}
if(num == 0){
// num=下一层树的节点数
num = queue.size();
height++;
}
}
return height;
}
/**
* 判断是否为一棵完全二叉树
* 完全二叉树：
* 叶子节点只会出现最后2层，且最后1层的叶子结点都靠左对齐
* 完全二叉树从根结点至倒数第2层是一棵满二叉树
*/
public boolean isComplete(){
if(root == null) return false;
Queue<Node<E>> queue = new LinkedList<>();
queue.offer(root);
boolean leaf = false;
while (!queue.isEmpty()){
Node<E> poll = queue.poll();
if(leaf && !poll.isLeaf()) return false;
if(poll.left != null) queue.offer(poll.left);
else if(poll.right != null) return false; // poll.left==null
if(poll.right != null) queue.offer(poll.right);
else leaf = true; // poll.right==null 有左子树没右子树 那就表示接下来节点都是叶子节点
}
return true;
}
/**
* 删除节点
*/
private void remove(Node<E> node){
if(node == null) return;
// 度为2的节点
if(node.hasTwoChilds()){
// 找出后继节点
Node<E> sNode = successor(node);
// 用后继节点的值覆盖度为2的节点的值
node.element = sNode.element;
// 删除后继节点
node = sNode;
}
// 删除node节点（node的度必然是1或者0）
Node<E> replacement = node.left != null ? node.left : node.right;
if(replacement != null){
// 更改父节点
replacement.parent = node.parent;
// 更改父节点左子树右子树的指向
if(node.parent == null){
// node是度为1的节点 并且是根节点
root = replacement;
}else if(node == node.parent.left){
node.parent.left = replacement;
}else if(node == node.parent.right){
node.parent.right = replacement;
}
}else if(node.parent == null){
// replacement是叶子节点也是根节点
root = null;
}else{
// replacement=null node是叶子节点
if(node == node.parent.left){
node.parent.left = null;
}else{
node.parent.right = null;
}
}
size--;
}
/**
* 算法题：反转一棵二叉树
*/
public void fanzhuang(){
if(root == null) return ;
fanzhuang(root);
}
public void fanzhuang(Node<E> node){
if(node == null) return;
// 递归
/*Node<E> tmp = node.left;
node.left = node.right;
node.right = tmp;
fanzhuang(node.left);
fanzhuang(node.right);*/
// 迭代
Queue<Node<E>> queue = new LinkedList<>();
queue.offer(node);
while (!queue.isEmpty()){
Node<E> poll = queue.poll();
Node<E> tmp = poll.left;
poll.left = poll.right;
poll.right = tmp;
if(poll.left != null){
queue.offer(poll.left);
}
if(poll.right != null){
queue.offer(poll.right);
}
}
}
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