title: 数据库事务回滚:FastAPI中的存档与读档大法 date: 2025/05/10 00:18:52 updated: 2025/05/10 00:18:52 author: cmdragon excerpt: 事务回滚机制确保数据库操作的原子性,适用于需要保持数据一致性的场景,如银行转账.FastAPI通过SQLAlchemy的session管理实现事务控制,使用上下文管理器处理事务,确保在异常时回滚.Alembic用于数据库版本控制,生成迁移脚本并管理多环境迁移策略.综合应用案

大纲 5.服务变动时如何通知订阅的客户端 6.微服务实例信息如何同步集群节点 5.服务变动时如何通知订阅的客户端 (1)服务注册和服务订阅时发布的客户端注册和订阅事件的处理 (2)延迟任务的执行引擎源码 (3)处理客户端注册和订阅事件时发布的服务变动和服务订阅事件的处理 (1)服务注册和服务订阅时发布的客户端注册和订阅事件的处理 一.服务注册 Nacos客户端注册服务实例时,Nacos服务端会发布ClientRegisterServiceEvent客户端注册服务实例事件.Nacos服务端在处理客

题意: 给定一个序列,给定两种操作: 将一个区间异或上一个给定的值. 给定 \(l,r\) 求 \[{\large (\sum_{i=l}^r\bigcup_{j=l}^i A_j) \bmod 2^{30}} \] \(0\le a_i,x< 2^{30}\),\(1\le l\le r\le n\) 思路 由于操作数以及区间过大,一位一位地去模拟肯定是不行的.因此考虑去离线下来拆位,对于每一个操作的每一位单独维护贡献. 由于是前缀或,因此对于每一位而言,只要有一个数在这一位上是1,那后面的所

后缀数组 P3809 [模板]后缀排序 定义: 对给定字符串的所有后缀排序后得到的sa.rk数组 sa[i]->排名为i的后缀的位置 rk[i]->位置为i的后缀的排名 容易发现,sa与rk互为逆,如:sa[rk[i]]=i,rk[sa[i]]=i 应用 应用主要体现在用后缀数组求lcp与height来维护查找子串.匹配等问题 实现 使用的牢柯前辈提供的高级思路,代码极其简略,好写好调 主要思想:由于注意到后缀的特殊性,即在依据以i开始的后缀的前len位排好序后,以从i+len+1开始的后缀作

平衡树 平衡树作为一种中级数据结构,有着广泛的使用场景.其平衡性的维护方式灵活多变,而其中的无旋treap更以简单著称 P3369 [模板]普通平衡树 题意: 需维护以下操作: 插入一个数 x. 删除一个数 x(若有多个相同的数,应只删除一个). 定义排名为比当前数小的数的个数 +1.查询 x 的排名. 查询数据结构中排名为 x 的数. 求 x 的前驱(前驱定义为小于 x,且最大的数). 求 x 的后继(后继定义为大于 x,且最小的数). 平衡树是一种二叉搜索树,而treap将其与堆结合,使其同

决策单调性DP是一个非常重要的DP类别.在决策点随枚举点增加单调不降时,可以有效地优化复杂度. 一般而言,决策点指的是对于一个 \(f[i]\),它的值需要从另一个值j中转移,而对于所有j,令 \(f[i]\) 最大的j值就是决策点. 而其单调性体现在对于一个点i,它的决策点一定会大于等于i-1的决策点.如果此单调性成立,那么一般就会用二分缩小决策点值域或者一些单调的数据结构(一般为单调栈,有时也有单调队列)来减小复杂度. 决策点的单调性大多数时候只能感性理解或者打表.在考场上证明最基本的需要四

题意: 给定一个长度为 \(n=2^k\) 的数组 \(a\),下标从 \(0\) 开始,维护 \(m\) 次操作: 给定 \(x\),设数列 \(a'\) 满足 \(a'_i=a_{i\oplus x}\),将 \(a\) 修改为 \(a'\).其中 \(\oplus\) 表示按位异或运算. 给定 \(l,r\),查询 \(a\) 的下标在 \(l,r\) 之间的子数组有多少颜色段.不保证 \(\bm {l\le r}\),若 \(\bm{l > r}\),请自行交换 \(\bm{l,r}\)

题意: 给定长度为 \(N\) 的序列 \(a\),求满足以下条件的 \((l,r)\) 对数: \(1\le l\le r\le N\): \(a_l,a_{l+1},\cdots,a_{r-1},a_r\) 是 \(1\sim r-l+1\) 的排列. \(1\le N\le 10^6\):\(1\le a_i\le N\). 思路 首先,"排列"本身这个性质是很强的.因为排列本身需要从1开始,因此排列的数目必定不会很多. 同时,只要我们知道了排列中最大的数,我们就知道了这个排列的

题意: 小可可准备了一个未完成的黑白序列,用 B 和 W 表示黑色和白色,用 ? 表示尚未确定. 他希望知道一共有多少种不同的方法,在决定了每一个 ? 位置的颜色后可以得到一个小雪喜欢的黑白序列. 其中,小雪喜欢的黑白序列指的是对于任何正整数 \(n\),由连续 \(n\) 个黑接上连续 \(n\) 个白的序列拼接而成的序列. 例如,如果用字符 B 和 W 分别表示黑色,W 表示白色,那么 BW,BBWW,BBBWWW 以及 BWBW,BWBBWW,BWBBWWBW 都是小雪喜欢的黑白序列. 而

STL大法好! stable_sort 基于归并排序,时间复杂度稳定同时并不会改变相对顺序,平替sort,用法一模一样.(可以过一些甚至卡sort的毒瘤,但是由于sort是均摊复杂度 \(O(nlogn)\),因此sort在某些题中会快一点,如SA) bitset 按照 Oi Wiki 的说法,bitset严格上来说并不是STL,但是其应用非常的广泛,运用在各类复杂度错误但不多的题中去优化常数,一般而言可以优化32倍然后就可以卡过了 定义:bitset<1000> bs; 这里的1000指的是

对于质数 \(p\),有 \[{\Large \begin{aligned} & \binom{n}{m} \equiv \binom{\left \lfloor n/p \right \rfloor }{\left \lfloor m/p \right \rfloor } \binom{n\mod{p}}{m\mod p} \pmod{p} \end{aligned} } \] 引理1 \[{\Large \begin{aligned} & \binom{p}{n}\mod{p}=[n=

\le \ge \in \mathbb{M} a \qquad b \ne \forall \exists \left \lfloor \right \rfloor \nmid \varnothing \[\begin{aligned} \le \\ \ge \\ \in \\ \mathbb{M} \\ a \qquad b \\ \ne \\ \forall \\ \exists \\ \left \lfloor \right \rfloor \\ \nmid \\ \varnothing

题意: 有点复杂,看 原题面 吧. 思路 发现可以等价为两个人独立操作操作出来的序列相同的方案数. 然后发现复杂度阈值可以接受 \(n^3\),因此直接套路地设 \(f_{t,i,j}\) 表示两个人操作了 \(t\) 次后第一个人操作了第一个管道 \(i\) 次,第二个人操作了第一个管道 \(j\) 次的方案数. 这么设计状态的原因是只有两个人操作次数相同才有可能操作出来序列相同,而第二个管道的操作次数在总次数确定的情况下被唯一确定. 然后就是正常的分类讨论,看当前第一个人的管道与第二个人的管

题意: 给定一棵无根树,要求给树上 \(k\) 个点标记,使得所有点都至少与一个被标记的点相邻.(注意自己被标记不代表与标记相邻) 思路 考虑树形DP. 套路地设 \(f_{u,i,0/1,0/1}\) 表示树上的点 \(u\) 及其子树内已经被标记了 \(i\) 个点,自己有没有被标记.自己有没有与标记相邻. 然后考虑转移.发现对于一棵子树的根 \(u\) 和 其某个儿子 \(v\),如果要转移那 \(u\) 本身就已经与标记或者 \(v\) 被标记或者二者兼而有之. 然后就对应转移即可. 复

题意: \[\begin{aligned} &\text{给定长度为 } n \text{ 的数列 } \{a_i\} \text{ 和两个参数 } k, s \text{,将 } \{a_i\} \text{ 划分为 } k \text{ 段,最大化和} \geq s \text{ 的段数.} \\ &k\le n\le 2.5e5 \end{aligned} \] 思路 有划分为恰好 \(k\) 段的限制,我们可以考虑wqs二分.发现直接将答案作为 \(y\) 轴是没有单调性的,因此只

题意: 给定一棵以 1 为根的有根树,求出其所有 dfs 序中前缀最大值序列的数量.\(n\le 10^6\). 思路 显然考虑 DP. 由于是求前缀最大值序列的方案数,因此如果一些点要出现在这个序列中,其到根节点上一定没有比它大的节点. 因此我们设 \(f_i\) 表示以权值为 \(i\) 的点为结尾的序列数量.可以发现权值最大的一定在这个序列末尾,权值最小的根节点 1 一定在这个序列的开头,因此这个 DP 的初始状态是 \(f_1=1\),答案就是 \(f_n\). 我们定义某个点对另一些点

题意:P1514 [NOIP 2010 提高组] 引水入城有点复杂,自己看吧. 思路 这里提供一个好像没见过的纯 DP 做法,不需要神秘的证明以及任何脑子,直接顺着思路做即可. 首先判断正确性就是从第一行的每一个点开始暴力搜索,看最后一行有没有点没被走到.最坏情况下第一行的每个点都会遍历以它自己为矩形左上角,地图右下角为右下角的整个矩形(类似于一个地图后缀).因此搜索总复杂度为 \(O(mn^2)\). 在搜索的同时,我们发现我们可以记下从第一行的每个格子能够到达哪些最后一行的格子.这个东西是类

动态DP是树上的.带修改的DP.修改操作一般而言用树剖加线段树加广义矩阵乘法来维护,复杂度可以达到 \(n\log^2 n\). 叫DDP是不知从哪里延续下来的一种神秘简称. P4719 [模板]动态 DP 给定一颗树,每个点有权值,维护最大独立集.最大独立集指没有两个集合中的点被一条边直接相连. 如果不带修,那就是一道很简单的 DP 题. 设 \(f_{u,0/1}\) 表示某个点选或者不选,它自己和其子树中选的点的最大权值. 方程也是比较直观的: \[\begin{aligned} \lef

感觉很多题解都说的不是很清楚?如何将三操作与二操作合并起来一起处理好像都没有提到.(也有可能是我太菜了,看了半天才懂) 思路 考虑这个图一定是一个广义串并联图.为什么呢? 广义串并联图的定义是不存在一个子图包含四个点且这将四个点之间的路径看作边,这四个点和路径所构成的边构成一个完全图. 显然仙人掌不可能包含一个四个点的完全图,因为四个点的完全图包含了四个有共边的环. 那考虑这个四个点的完全图删去一条边后可不可能是仙人掌.由于删去一条边最多只能删去两个环,仍然有两个环是共边的. 而这里"边&quo

强连通分量 注意到一个强连通分量中 dfn 序最小的点一定有 \(dfn_u=low_u\).因此条件成立时就将自己和栈上方的点全部压入一个强连通分量中. 而如果枚举的 \(v\) 有 \(dfn\) 序,但其 \(vis\) 已经不为 1 了,也就是说 \(v\) 已经不在栈里面了,那其已经被弹出栈了,就不用管它了. void tar(int u){ low[u]=dfn[u]=++dfncnt;vis[u]=1,stk[++top]=u; for(int i=0;i<tot[u];i++){