ARTS第七周打卡

Algorithm : 做一个 leetcode 的算法题

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206. 反转链表

反转一个单链表。

示例:

输入: 1->2->3->4->5->NULL
输出: 5->4->3->2->1->NULL
进阶:
你可以迭代或递归地反转链表。你能否用两种方法解决这道题？

// 方法一：迭代

// 时间复杂度O(n),空间复杂度O(1)

/**
 * Definition for singly-linked list.
 * struct ListNode {
 *     int val;
 *     ListNode *next;
 *     ListNode(int x) : val(x), next(NULL) {}
 * };
 */
class Solution {
public:
    ListNode* reverseList(ListNode* head) {
        if(NULL == head || NULL == head->next)
        {
            return head;
        }
        
        #if 0
        // 方法一: 迭代
        ListNode* pPreNode = NULL;
        ListNode* pNewHead = NULL;
        while(head)
        {
            // 保存下一个节点
            ListNode* pNextNode = head->next;
            
            // 如果是最后一个节点，作为新链表头结点返回
            if(pNextNode == NULL)
            {
                pNewHead = head;
            }
            
            // 改变链表节点指向方向
            head->next = pPreNode;
            pPreNode = head;
            head = pNextNode;
        }
        
        return pNewHead;
        
        #else 
        
        // 方法二：递归(执行用时 :12 ms, 内存消耗 :9.4 MB)
        ListNode* pNode = reverseList(head->next);
        head->next->next = head;    // 当前节点的后一个节点的next指向自己
        head->next = NULL;          // 更新当前节点的next为NULL
        
        return pNode;
        #endif
    }
};

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// 141.环形链表
// 给定一个链表，判断链表中是否有环
//你能用 O(1)（即，常量）内存解决此问题吗？

bool HasCycle(ListNode<int>* pHead) 
{
    if (NULL == pHead || NULL == pHead->m_pNextNode)
    {
        return false;
    }

    ListNode<int>* pSlow = pHead;
    ListNode<int>* pFast = pHead->m_pNextNode;

    while (pSlow && pFast && pFast->m_pNextNode)
    {
        if (pFast == pSlow)
        {
            return true;
        }

        pSlow = pSlow->m_pNextNode;
        pFast = pFast->m_pNextNode->m_pNextNode;
    }

    return false;
}

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// 148 排序链表
// 在O(nlgn)的时间复杂度和O(1)空间复杂度下，对链表进行排序;   ---> 符合排序的方法有: 快速排序、归并排序、堆排序（空间复杂度不符合）

/**
 * Definition for singly-linked list.
 * struct ListNode {
 *     int val;
 *     ListNode *next;
 *     ListNode(int x) : val(x), next(NULL) {}
 * };
 */

// 时间复杂度O(nlogn) --> 排序算法：快速排序(不稳定)、归并排序(稳定)、堆排序(不稳定)
// 空间复杂度O(1)     --> 

// 归并排序：
// 1.找到链表中间节点(快慢链表)
// 2.合并两条有序的链表
// 归并排序有由上向下(找到中间节点)和由下向下(知道链表的长度)
class Solution {
public:
    ListNode* MergeList(ListNode* head1, ListNode* head2) 
    {
        if(NULL == head1)
        {
            return head2;
        }
        
        if(NULL == head2)
        {
            return head1;
        }
        
        // 1.较小的节点为新链表的头结点
        ListNode* pMergeHead = NULL;
        if(head1->val < head2->val)
        {
            pMergeHead = head1;
            head1 = head1->next;
        }
        else
        {
            pMergeHead = head2;
            head2 = head2->next;
        }
        
        // 2.比较两条链表，较小的节点插入新链表
        ListNode* pTmpNode = pMergeHead;
        while(head1 && head2)
        {
            if(head1->val < head2->val)
            {
                pTmpNode->next = head1;
                head1 = head1->next;
            }
            else
            {
                pTmpNode->next = head2;
                head2 = head2->next;
            }
            
            pTmpNode = pTmpNode->next;
        }
        
        // 3.往新链表插入剩余的节点
        if(NULL != head1)
        {
            pTmpNode->next = head1;
        }
        
        if(NULL != head2)
        {
            pTmpNode->next = head2;
        }
        
        return pMergeHead;
    }
    
    ListNode* sortList(ListNode* head) {
        if(NULL == head || NULL == head->next)
        {
            return head;
        }
        
        // 1.使用归并排序：找到链表中间节点(这里使用快慢链表)
        ListNode* pSlow = head;
        ListNode* pFast = head->next;
        while(pFast && pFast->next)
        {
            pSlow = pSlow->next;
            pFast = pFast->next->next;
        }
        
        // 2. 分成两个链表
        pFast = pSlow;
        pSlow = pSlow->next;
        pFast->next = NULL;
        
        // 3.分治思想，继续排序剩下的节点
        pFast = sortList(head);
        pSlow = sortList(pSlow);
        
        // 4.合并两条有序的链表
        return MergeList(pFast, pSlow);
    }
};

// 方法二：使用快速排序

template <typename TYPE>
ListNode<TYPE>* GetPartation(ListNode<TYPE>* pLow, ListNode<TYPE>* pHight)
{
    if (NULL == pLow)
    {
        return NULL;
    }

    // 基准元素
    TYPE stPivotVal = pLow->m_stData;
    ListNode<TYPE>* pPivotNode = pLow;
    
    ListNode<TYPE>* pNode = pLow->m_pNextNode;
    while (pNode != pHight)
    {
        if (pNode->m_stData < stPivotVal)
        {
            pPivotNode = pPivotNode->m_pNextNode;
            std::swap(pNode->m_stData, pPivotNode->m_stData);   // 这里只交换节点的值！！！
        }
        pNode = pNode->m_pNextNode;
    }

    std::swap(pPivotNode->m_stData, pLow->m_stData);

    return pPivotNode;
}

template <typename TYPE>
void QuickSortListLogic(ListNode<TYPE>* pHead, ListNode<TYPE>* pTail)
{
    //链表范围是[low, high) ---> 数组范围是(low, hight)
    if (pHead != pTail && pHead->m_pNextNode != pTail)
    {
        ListNode<TYPE>* pMidNode = GetPartation(pHead, pTail);
        QuickSortListLogic(pHead, pMidNode);
        QuickSortListLogic(pMidNode->m_pNextNode, pTail);
    }
}

template <typename TYPE>
ListNode<TYPE>* QuickSortList(ListNode<TYPE>* pHead)
{
    if (NULL == pHead || NULL == pHead->m_pNextNode)
    {
        return pHead;
    }

    QuickSortListLogic(pHead, (ListNode<TYPE>*)NULL);

    return pHead;
}

Review : 阅读并点评一篇英文技术文章

Mysql锁和锁等待信息：原文链接：https://dev.mysql.com/doc/refman/8.0/en/innodb-information-schema-understanding-innodb-locking.html

InnoDB Lock and Lock-Wait Information(锁和锁等待消息)

注意：mysql8.0之后….

When a transaction updates a row in a table, or locks it with SELECT FOR UPDATE, InnoDB establishes a list

or queue of locks on that row.

当事物更新表中的一行，或者使用 SELECT FOR UPDATE锁定该行时，InnoDB会在该行上建立一个锁列表或者锁队列。

Similarly, InnoDB maintains a list of locks on a table for table-level locks.

类似地，InnoDB在表上维护表级锁的锁列表

If a second transaction wants to update a row or lock a table already locked by a prior transaction in an

incompatible mode, InnoDB adds a lock request for the row to the corresponding queue.

如果第二个事务想要更新一行或者锁定一个已经被先前事务以不兼容模式锁定的表，InnoDB会将该行的锁请求添加到相应的队列中。

For a lock to be acquired by a transaction, all incompatible lock requests previously entered into the lock

queue for that row or table must be removed (which occurs when the transactions holding or requesting

those locks either commit or roll back).

对于事务要获取的锁，必须删除之前为该行或表进入锁队列的所有不兼容的锁请求(当持有或请求这些锁的事务提交或回滚时发生这种情况).

A transaction may have any number of lock requests for different rows or tables.

对于不同的行或表，事务可以有任意数量的锁请求。

At any given time, a transaction may request a lock that is held by another transaction, in which case it is

blocked by that other transaction.

在任何给定时间，事务都可以请求由另一个事务持有的锁，在这种情况下，它被另一个事务阻塞。

The requesting transaction must wait for the transaction that holds the blocking lock to commit or roll back.

请求事务必须等待持有阻塞锁的事务提交或者回滚

If a transaction is not waiting for a lock, it is in a RUNNING state. If a transaction is waiting for a lock, it is in a LOCK WAIT state. (The INFORMATION_SCHEMA INNODB_TRX table indicates transaction state values.)

如果事务不等待锁，则它处于运行状态；如果事务正在等待锁，则它处于锁等待状态。（INFOMATIOON_SCHEMA INNODB TRX 表表示事务状态值）

The Performance Schema data_locks table holds one or more rows for each LOCK WAIT transaction,

indicating any lock requests that prevent its progress.

性能模式 data_lock表为每个锁等待事务保存一个或多个行，指示阻止其进展的任何锁请求。

This table also contains one row describing each lock in a queue of locks pending for a given row or table.

该表哦还包含一行，描述给定行货表挂起的锁队列中的每个锁。

The Performance Schema data_lock_waits table shows which locks already held by a transaction are

blocking locks requested by other transactions.

性能模式 data_lock 表显示事务已经持有哪些锁正在阻塞洽谈事务请求的锁。

Tips : 学习一个技术技巧

1.TCP与UDP(原文链接：https://hit-alibaba.github.io/interview/basic/network/TCP.html)

1.1 TCP在IP头部的封装

1.2 TCP头部

1.3 TCP的特性

1.4 TCP三次握手

三次握手的过程的示意图如下：

所谓三次握手(Three-way Handshake)，是指建立一个 TCP 连接时，需要客户端和服务器总共发送3个包。

三次握手的目的是连接服务器指定端口，建立 TCP 连接，并同步连接双方的序列号和确认号，交换 TCP 窗口大小信息。在 socket 编程中，客户端执行 connect() 时。将触发三次握手。

• 第一次握手(SYN=1, seq=x):

  客户端发送一个 TCP 的 SYN 标志位置1的包，指明客户端打算连接的服务器的端口，以及初始序号 X,保存在包头的序列号(Sequence Number)字段里。

  发送完毕后，客户端进入 SYN_SEND 状态。

• 第二次握手(SYN=1, ACK=1, seq=y, ACKnum=x+1):

  服务器发回确认包(ACK)应答。即 SYN 标志位和 ACK 标志位均为1。服务器端选择自己 ISN 序列号，放到 Seq 域里，同时将确认序号(Acknowledgement Number)设置为客户的 ISN 加1，即X+1。 发送完毕后，服务器端进入 SYN_RCVD 状态。

• 第三次握手(ACK=1，ACKnum=y+1)

客户端再次发送确认包(ACK)，SYN 标志位为0，ACK 标志位为1，并且把服务器发来 ACK 的序号字段+1，放在确定字段中发送给对方，并且在数据段放写ISN的+1

发送完毕后，客户端进入 ESTABLISHED 状态，当服务器端接收到这个包时，也进入 ESTABLISHED 状态，TCP 握手结束。

1.5 TCP四次挥手

四次挥手的示意图如下：

TCP 的连接的拆除需要发送四个包，因此称为四次挥手(Four-way handshake)，也叫做改进的三次握手。客户端或服务器均可主动发起挥手动作，在 socket 编程中，任何一方执行 close() 操作即可产生挥手操作。

• 第一次挥手(FIN=1，seq=x)

  假设客户端想要关闭连接，客户端发送一个 FIN 标志位置为1的包，表示自己已经没有数据可以发送了，但是仍然可以接受数据。

  发送完毕后，客户端进入 FIN_WAIT_1 状态。

• 第二次挥手(ACK=1，ACKnum=x+1)

  服务器端确认客户端的 FIN 包，发送一个确认包，表明自己接受到了客户端关闭连接的请求，但还没有准备好关闭连接。

  发送完毕后，服务器端进入 CLOSE_WAIT 状态，客户端接收到这个确认包之后，进入 FIN_WAIT_2 状态，等待服务器端关闭连接。

• 第三次挥手(FIN=1，seq=y)

  服务器端准备好关闭连接时，向客户端发送结束连接请求，FIN 置为1。

  发送完毕后，服务器端进入 LAST_ACK 状态，等待来自客户端的最后一个ACK。

• 第四次挥手(ACK=1，ACKnum=y+1)

客户端接收到来自服务器端的关闭请求，发送一个确认包，并进入 TIME_WAIT状态，等待可能出现的要求重传的 ACK 包。

服务器端接收到这个确认包之后，关闭连接，进入 CLOSED 状态。

客户端等待了某个固定时间（两个最大段生命周期，2MSL，2 Maximum Segment Lifetime）之后，没有收到服务器端的 ACK ，认为服务器端已经正常关闭连接，于是自己也关闭连接，进入 CLOSED 状态。

2.1 UDP在IP数据包中的封装

2.2 UDP头部

2.3 UDP特性

1.UDP缺乏可靠性

{

      1.UDP 本身不提供确认，序列号，超时重传等机制。

      2.UDP 数据报可能在网络中被复制，被重新排序。

      3.即 UDP 不保证数据报会到达其最终目的地，也不保证各个数据报的先后顺序，也不保证每个数据报只到达一次

}

2.UDP长度是有限制的

{

• 每个 UDP 数据报都有长度，如果一个数据报正确地到达目的地，那么该数据报的长度将随数据一起传递给接收方。而 TCP 是一个字节流协议，没有任何（协议上的）记录边界。
• UDP 是无连接的。UDP 客户和服务器之前不必存在长期的关系。UDP 发送数据报之前也不需要经过握手创建连接的过程。

}

3.UDP支持广播和多播

2.4 UDP的优点

1.速度快，比TCP稍微安全，因为没有(SYN)

2.如何能同时实现TCP和UDP的优点？

{

   UDP加connect

}

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