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  • Oracle常用dump命令 一.Memory Dumps 1.Global Area ALTER SESSION SET EVENTS 'immediate trace name global_area level n; 1 包含PGA 2 包含SGA 4 包含UGA 8 包含indrect memory 2.Library Cache ALTER SESSION ...
  • 说到存储结构,我们就会想到常用的两种存储方式:顺序存储和链式存储两种。 先来看看顺序存储,用一段地址连续的存储单元依次存储线性表中数据元素,这对于线性表来说是很自然的,但是对于树这种一对多的结构而言是否...

    说到存储结构,我们就会想到常用的两种存储方式:顺序存储和链式存储两种。

    先来看看顺序存储,用一段地址连续的存储单元依次存储线性表中数据元素,这对于线性表来说是很自然的,但是对于树这种一对多的结构而言是否适合呢?

    树中某个结点的孩子可以有多个,这就意味着,无论用哪种顺序将树中所有的结点存储到数组中,结点的存储位置都无法直接反映逻辑关系,试想一下,数据元素挨个存储,那么谁是谁的双亲,谁是谁的孩子呢?所以简单的顺序存储是不能满足树的实现要求的。

    不过可以充分利用顺序存储和链式存储结构的特点,完全可以实现对树的存储结构的表示。

    下面介绍三种不同的树的表示法:双亲表示法,、孩子表示法,、孩子兄弟表示法。

    1、双亲表示法:

         我们假设以一组连续空间存储树的结点,同时在每个结点中,附设一个指示器指向其双亲结点到链表中的位置。也就是说每个结点除了知道自己之外还需要知道它的双亲在哪里。

    它的结构特点是如图所示:            

                                    

    以下是我们的双亲表示法的结构定义代码:

     

    [plain] view plain copy
     
     print?
    1. /*树的双亲表示法结点结构定义  */  
    2. #define MAXSIZE 100  
    3. typedef int ElemType;       //树结点的数据类型,暂定为整形   
    4. typedef struct PTNode       //结点结构  
    5. {  
    6.     ElemType data;          //结点数据  
    7.     int parent;             //双亲位置  
    8. }PTNode;  
    9.   
    10. typedef struct  
    11. {  
    12.     PTNode nodes[MAXSIZE];  //结点数组  
    13.     int r,n;                //根的位置和结点数  
    14. }PTree;  

     

    2、孩子表示法

    换一种不同的考虑方法。由于每个结点可能有多棵子树,可以考虑使用多重链表,即每个结点有多个指针域,其中每个指针指向一棵子树的根结点,我们把这种方法叫做多重链表表示法。不过树的每个结点的度,也就是它的孩子个数是不同的。所以可以设计两种方案来解决。

    方案一:

    一种是指针域的个数就等于树的度(树的度是树的各个结点度的最大值)

    其结构如图所示:

                                        

    不过这种结构由于每个结点的孩子数目不同,当差异较大时,很多结点的指针域就都为空,显然是浪费空间的,不过若树的各结点度相差很小时,那就意味着开辟的空间都被利用了,这时这种缺点反而变成了优点。

     

    方案二:

    第二种方案是每个结点指针域的个数等于该结点的度,我们专门取一个位置来存储结点指针域的个数。

    其结构如图所示:

                     

    这种方法克服了浪费空间的缺点,对空间的利用率是很高了,但是由于各个结点的链表是不相同的结构,加上要维护结点的度的数值,在运算上就会带来时间上的损耗。

    能否有更好的方法呢,既可以减少空指针的浪费,又能是结点结构相同。

    说到这大家肯定就知道是有的麦,那就是孩子表示法。

    具体办法是,把每个结点的孩子排列起来,以单链表做存储结构,则n个结点有n个孩子链表,如果是叶子结点则此单链表为空。然后n个头指针有组成一个线性表,采用顺序存储结构,存放进入一个一维数组中

    为此,设计两种结点结构,

    一个是孩子链表的孩子结点,如下所示:

    其中child是数据域,用来存储某个结点在表头数组中的下标。next是指针域,用来存储指向某结点的下一个孩子结点的指针。

    另一个是表头结点,如下所示:

                                    

    其中data是数据域,存储某结点的数据信息。firstchild是头指针域,存储该结点的孩子链表的头指针。

    以下是孩子表示法的结构定义代码:

     

    [plain] view plain copy
     
     print?
    1. /*树的孩子表示法结点结构定义  */  
    2. #define MAXSIZE 100  
    3. typedef int ElemType;       //树结点的数据类型,暂定为整形   
    4. typedef struct CTNode       //孩子结点  
    5. {  
    6.     int child;  
    7.     struct CTNode *next;  
    8. }*ChildPtr;  
    9.   
    10. typedef struct              //表头结构  
    11. {  
    12.     ElemType data;  
    13.     ChildPtr firstchild;  
    14. }CTBox;  
    15. typedef struct              //树结构  
    16. {  
    17.     CTBox nodes[MAXSIZE];   //结点数组  
    18.     int r,n;                //根结点的位置和结点数  
    19. }CTree;  


    3、孩子兄弟表示法

     

    我们发现,任意一颗树,它的结点的第一个孩子如果存在就是的,它的右兄弟如果存在也是唯一的。因此,我们设置两个指针,分别指向该结点的第一个孩子和此结点的右兄弟。

    其结点结构如图所示:

    以下是孩子兄弟表示法的结构定义代码:

     

    [plain] view plain copy
     
     print?
      1. /*树的孩子兄弟表示法结构定义 */  
      2. typedef struct CSNode  
      3. {  
      4.     ElemType  data;  
      5.     struct CSNode  *firstchild, *rightsib;  
      6. }CSNode, *CSTree;  

    转载于:https://www.cnblogs.com/langren1992/p/5414117.html

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  • 说到存储结构,我们就会想到常用的两种存储方式:顺序存储和链式存储两种。 先来看看顺序存储,用一段地址连续的存储单元依次存储线性表中数据元素,这对于线性表来说是很自然的,但是对于树这种一对多的结构而言是否...

    (转自http://blog.csdn.net/x1247600186/article/details/24670775)

    说到存储结构,我们就会想到常用的两种存储方式:顺序存储和链式存储两种。

    先来看看顺序存储,用一段地址连续的存储单元依次存储线性表中数据元素,这对于线性表来说是很自然的,但是对于树这种一对多的结构而言是否适合呢?

    树中某个结点的孩子可以有多个,这就意味着,无论用哪种顺序将树中所有的结点存储到数组中,结点的存储位置都无法直接反映逻辑关系,试想一下,数据元素挨个存储,那么谁是谁的双亲,谁是谁的孩子呢?所以简单的顺序存储是不能满足树的实现要求的。

    不过可以充分利用顺序存储和链式存储结构的特点,完全可以实现对树的存储结构的表示。

    下面介绍三种不同的树的表示法:双亲表示法,、孩子表示法,、孩子兄弟表示法。

    1、双亲表示法:

         我们假设以一组连续空间存储树的结点,同时在每个结点中,附设一个指示器指向其双亲结点到链表中的位置。也就是说每个结点除了知道自己之外还需要知道它的双亲在哪里。

    它的结构特点是如图所示:            

                                   

    以下是我们的双亲表示法的结构定义代码:

     

    1. /*树的双亲表示法结点结构定义  */  
    2. #define MAXSIZE 100  
    3. typedef int ElemType;       //树结点的数据类型,暂定为整形   
    4. typedef struct PTNode       //结点结构  
    5. {  
    6.     ElemType data;          //结点数据  
    7.     int parent;             //双亲位置  
    8. }PTNode;  
    9.   
    10. typedef struct  
    11. {  
    12.     PTNode nodes[MAXSIZE];  //结点数组  
    13.     int r,n;                //根的位置和结点数  
    14. }PTree;  

     

    2、孩子表示法

    换一种不同的考虑方法。由于每个结点可能有多棵子树,可以考虑使用多重链表,即每个结点有多个指针域,其中每个指针指向一棵子树的根结点,我们把这种方法叫做多重链表表示法。不过树的每个结点的度,也就是它的孩子个数是不同的。所以可以设计两种方案来解决。

    方案一:

    一种是指针域的个数就等于树的度(树的度是树的各个结点度的最大值)

    其结构如图所示:

                                        

    不过这种结构由于每个结点的孩子数目不同,当差异较大时,很多结点的指针域就都为空,显然是浪费空间的,不过若树的各结点度相差很小时,那就意味着开辟的空间都被利用了,这时这种缺点反而变成了优点。


    方案二:

    第二种方案是每个结点指针域的个数等于该结点的度,我们专门取一个位置来存储结点指针域的个数。

    其结构如图所示:

                     

    这种方法克服了浪费空间的缺点,对空间的利用率是很高了,但是由于各个结点的链表是不相同的结构,加上要维护结点的度的数值,在运算上就会带来时间上的损耗。

    能否有更好的方法呢,既可以减少空指针的浪费,又能是结点结构相同。

    说到这大家肯定就知道是有的麦,那就是孩子表示法。

    具体办法是,把每个结点的孩子排列起来,以单链表做存储结构,则n个结点有n个孩子链表,如果是叶子结点则此单链表为空。然后n个头指针有组成一个线性表,采用顺序存储结构,存放进入一个一维数组中

    为此,设计两种结点结构,

    一个是孩子链表的孩子结点,如下所示:

    其中child是数据域,用来存储某个结点在表头数组中的下标。next是指针域,用来存储指向某结点的下一个孩子结点的指针。

    另一个是表头结点,如下所示:

                                    

    其中data是数据域,存储某结点的数据信息。firstchild是头指针域,存储该结点的孩子链表的头指针。

    以下是孩子表示法的结构定义代码:

     

    1. /*树的孩子表示法结点结构定义  */  
    2. #define MAXSIZE 100  
    3. typedef int ElemType;       //树结点的数据类型,暂定为整形   
    4. typedef struct CTNode       //孩子结点  
    5. {  
    6.     int child;  
    7.     struct CTNode *next;  
    8. }*ChildPtr;  
    9.   
    10. typedef struct              //表头结构  
    11. {  
    12.     ElemType data;  
    13.     ChildPtr firstchild;  
    14. }CTBox;  
    15. typedef struct              //树结构  
    16. {  
    17.     CTBox nodes[MAXSIZE];   //结点数组  
    18.     int r,n;                //根结点的位置和结点数  
    19. }CTree;  


    3、孩子兄弟表示法

    我们发现,任意一颗树,它的结点的第一个孩子如果存在就是的,它的右兄弟如果存在也是唯一的。因此,我们设置两个指针,分别指向该结点的第一个孩子和此结点的右兄弟。

    其结点结构如图所示:

    以下是孩子兄弟表示法的结构定义代码:

     

      1. /*树的孩子兄弟表示法结构定义 */  
      2. typedef struct CSNode  
      3. {  
      4.     ElemType  data;  
      5.     struct CSNode  *firstchild, *rightsib;  
      6. }CSNode, *CSTree;
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  • 目前它有两种主流持久化存储方式 SnapShot 以及 AOF 。什么是 SnapshotSnapshot 将内存中数据以结构方式序列化到 rdb 文件中,是默认持久化方式,便于解析引擎快速解析和内存实施。快照得由间隔...

    Redis 该选择哪种持久化配置

    转载 2017年06月13日 11:26:38
    • 235


    Redis 是我们重度使用的一个开源软件,对它的持久化配置做一番相对深入的总结,是值得的。目前它有两种主流的持久化存储方式 SnapShot 以及 AOF 。

    什么是 Snapshot

    Snapshot 将内存中数据以结构化的方式序列化到 rdb 文件中,是默认的持久化方式,便于解析引擎快速解析和内存实施。快照得由间隔时间,变更次数同时符合才会触发, 该过程中并不阻塞客户端请求,copy-on-write 方式也意味着极端情况下可能会导致实际数据2倍内存的使用量。它首先将数据写入临时文件,结束后,将临时文件重名为 dump.rdb。可以使用 redis-check-dump 用来检测完整性

    只有快照结束后才会将旧的文件替换成新的,因此任何时候 RDB 文件都是完整的。如果在触发 snapshot 之前,server 失效。会导致上一个时间点之后的数据未能序列化到 rdb 文件,安全性上稍弱。

    我们可手动执行 save 或 bgsave 命令让 redis 执行快照。两个命令的区别在于:

    • save 是由主进程进行快照操作,会阻塞其它请求;
    • bgsave 会通过 fork 子进程进行快照操作;

    RDB 文件默认是经过压缩的二进制文件,占用的空间会小于内存中的数据,更加利于传输。设置如下,可以关闭快照功能

    save ""

    相关配置

    # snapshot触发的时机,save <seconds> <changes>, 比如600秒有2个操作
    save 600 2
    # 当snapshot 时出现错误无法继续时,是否阻塞客户端变更操作 
    stop-writes-on-bgsave-error yes 
    # 是否启用rdb文件压缩,默认为 yes cpu消耗,快速传输  
    rdbcompression yes  
    # rdb文件名称  
    dbfilename dump.rdb  

    什么是 AOF

    Append-only file,将 操作 + 数据 以格式化指令的方式追加到操作日志文件的尾部,在 append 操作返回后, 已经写入到文件或者即将写入,才进行实际的数据变更,日志文件保存了历史的操作过程;当 server 需要数据恢复时,可以直接回放此日志文件,即可还原所有的操作过程。 如果你期望数据更少的丢失,那么可以采用 AOF 模式。可以用 redis-check-aof 检测文件是否完整。

    AOF 就是日志会记录变更操(例如:set/del等),会导致AOF文件非常的庞大,意味着server失效后,数据恢复的过程将会很长;事实上,一条数据经过多次变更,将会产生多条AOF记录,其实只要保存当前的状态,历史的操作记录是可以抛弃的, 由此催生了 AOF ReWrite。

    什么是 AOF Rewrite

    其实是压缩 AOF 文件的过程,Redis 采取了类似 Snapshot 的方式:基于 copy-on-write ,全量遍历内存中数据,然后逐个序列到 aof 文件中。因此 AOF Rewrite 能够正确反应当前内存数据的状态, Rewrite 过程中,新的变更操作将仍然被写入到原 AOF 文件中,同时这些新的变更操作也会被收集起来, 并不阻塞客户端请求。

    相关配置

    ##只有在yes下,aof重写/文件同步等特性才会生效  
    appendonly no  
      
    ##指定aof文件名称  
    appendfilename appendonly.aof  
      
    ##指定aof操作中文件同步策略,有三个合法值:always everysec no,默认为everysec  
    appendfsync everysec  
    
    ##在aof-rewrite期间,appendfsync 是否暂缓文件同步,no 表示不暂缓,yes 表示暂缓,默认为no  
    no-appendfsync-on-rewrite no  
      
    ##aof文件rewrite触发的最小文件尺寸 只有大于此aof文件大于此尺寸是才会触发rewrite,默认64mb,建议512mb  
    auto-aof-rewrite-min-size 64mb  
      
    ##相对于上一次rewrite,本次rewrite触发时aof文件应该增长的百分比
    auto-aof-rewrite-percentage 100  

    appendfsync 方式:

    • always:每一条 aof 记录都立即同步到文件,这是最安全的方式,但是更多的磁盘操作和阻塞延迟,IO 开支较大。
    • everysec:每秒同步一次,性能和安全也是redis推荐的方式。如果服务器故障,有可能导致最近一秒内aof记录丢失。
    • no:redis并不直接调用文件同步,而是交给操作系统来处理,操作系统可以根据buffer填充情况等择机触发同步;性能较好,在物理服务器故障时,数据丢失量会因OS配置有关。

    选择哪种药丸

    • AOF更安全,可将数据及时同步到文件中,但需要较多的磁盘IO,AOF文件尺寸较大,文件内容恢复相对较慢, 也更完整。
    • Snapshot,安全性较差,它是正常时期数据备份及 master-slave 数据同步的最佳手段,文件尺寸较小,恢复数度较快。

    主从架构的环境下的选择

    • 通常 master 使用AOF,slave 使用 Snapshot,master 需要确保数据完整性,slave 提供只读服务.
    • 如果你的网络稳定性差, 物理环境糟糕情况下,那么 master, slave均采取 AOF,这个在 master, slave角色切换时,可以减少时间成本;
    展开全文
  • 使用MySQL当然会接触到MySQL的存储引擎,在新建...所以对这两种引擎的概念、原理、异同和各自的优劣点了详细的了解之后,再根据自己的情况选择起来就容易多了。 MyISAMInnoDB存储结构每张表被存放在三个文件...

    使用MySQL当然会接触到MySQL的存储引擎,在新建数据库和新建数据表的时候都会看到。

    MySQL默认的存储引擎是MyISAM,其他常用的就是InnoDB了。

    至于到底用哪种存储引擎比较好?这个问题是没有定论的,需要根据你的需求和环境来衡量。所以对这两种引擎的概念、原理、异同和各自的优劣点有了详细的了解之后,再根据自己的情况选择起来就容易多了。

     MyISAMInnoDB
    存储结构每张表被存放在三个文件:
    1. frm-表格定义
    2. MYD(MYData)-数据文件
    3. MYI(MYIndex)-索引文件
    所有的表都保存在同一个数据文件中(也可能是多个文件,或者是独立的表空间文件),InnoDB表的大小只受限于操作系统文件的大小,一般为2GB
    存储空间MyISAM可被压缩,存储空间较小InnoDB的表需要更多的内存和存储,它会在主内存中建立其专用的缓冲池用于高速缓冲数据和索引
    可移植性、备份及恢复由于MyISAM的数据是以文件的形式存储,所以在跨平台的数据转移中会很方便。在备份和恢复时可单独针对某个表进行操作免费的方案可以是拷贝数据文件、备份 binlog,或者用 mysqldump,在数据量达到几十G的时候就相对痛苦了
    事务安全不支持 每次查询具有原子性支持 具有事务(commit)、回滚(rollback)和崩溃修复能力(crash recovery capabilities)的事务安全(transaction-safe (ACID compliant))型表
    AUTO_INCREMENTMyISAM表可以和其他字段一起建立联合索引InnoDB中必须包含只有该字段的索引
    SELECTMyISAM更优 
    INSERT InnoDB更优
    UPDATE InnoDB更优
    DELETE InnoDB更优 它不会重新建立表,而是一行一行的删除
    COUNT without WHEREMyISAM更优。因为MyISAM保存了表的具体行数InnoDB没有保存表的具体行数,需要逐行扫描统计,就很慢了
    COUNT with WHERE一样一样,InnoDB也会锁表
    只支持表锁支持表锁、行锁 行锁大幅度提高了多用户并发操作的新能。但是InnoDB的行锁,只是在WHERE的主键是有效的,非主键的WHERE都会锁全表的
    外键不支持支持
    FULLTEXT全文索引支持不支持 可以通过使用Sphinx从InnoDB中获得全文索引,会慢一点

    总的来说,MyISAM和InnoDB各有优劣,各有各的使用环境。

    但是InnoDB的设计目标是处理大容量数据库系统,它的CPU利用率是其它基于磁盘的关系数据库引擎所不能比的。

    我觉得使用InnoDB可以应对更为复杂的情况,特别是对并发的处理要比MyISAM高效。同时结合memcache也可以缓存SELECT来减少SELECT查询,从而提高整体性能。

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空空如也

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常用的存储结构有哪两种