深入Linux内核（进程篇）—进程切换之ARM体系架构 简单总结

context_switch函数完成Arm架构Linux进程切换，调用两个函数：

  1. 调用switch_mm() 完成用户空间切换，刷新I-CACHE，处理ASID和TLB，页表转换基址切换（即把TTBR0寄存器的值设置为新进程的PGD）；
  2. 调用switch_to() 完成内核栈及寄存器切换，分为保存现场和切换到下一个进程运行去运行。其实ARM体系架构中涉及进程切换的寄存器只包含r4-r9，sl，fp，sp和pc寄存器。(不像x86还要涉及到gdt,ldt,TSS)
    a.先将上一个进程的r4 - sl, fp, sp, lr寄存器中的内容保存到IP寄存器所指向的内存地址，这叫保持现场。
    b.然后将需要运行的进程的值加载到r4 - sl, fp, sp, lr，pc寄存器中，这叫跳转到下一个进程运行去运行。sp存入寄存器SP相当于内核栈切换完成，pc存入寄存器PC相当于跳转到next进程运行。

原文如下

《深入Linux内核（进程篇）—进程切换之ARM体系架构》
https://blog.csdn.net/liyuewuwunaile/article/details/106773630
进程切换

进程切换由两部分组成：

  1. 切换页全局目录安装一个新的地址空间；
  2. 切换内核态堆栈及硬件上下文。

一、context_switch

Linux内核中由context_switch实现了上述两部分内容。

调用switch_mm完成用户空间切换；
调用switch_to完成内核栈及寄存器切换。
具体实现流程：

通过进程描述符next->mm是否为空判断当前进程是否是内核线程，因为内核线程的内存描述符mm_struct
*mm总是为空，详见《深入Linux内核（进程篇）—进程描述》内存描述一节。
如果是内核线程则借用prev进程的active_mm，对于用户进程，active_mm == mm，对于内核线程，mm = NULL，active_mm = prev->active_mm。
如果prev->mm不为空，则说明prev是用户进程，调用mmgrab增加mm->mm_count引用计数。
对于内核线程，会启动懒惰TLB模式。懒惰TLB模式是为了减少无用的TLB刷新，关于TLB的内容详见《深入Linux内核（内存篇）–页表映射》TLB一节。enter_lazy_tlb与体系结构相关。
如果是用户进程则调用switch_mm_irqs_off完成用户地址空间切换，switch_mm_irqs_off(或switch_mm)与体系结构相关。
调用switch_to完成内核态堆栈及硬件上下文切换，switch_to与体系结构相关。
switch_to执行完成后，next进程获得CPU使用权，prev进程进入睡眠状态。
调用finish_task_switch，如果prev是内核线程，则调用mmdrop减少内存描述符引用计数。如果引用计数为0，则释放与页表相关的所有描述符和虚拟内存。

/** context_switch - switch to the new MM and the new thread's register state.*/
static __always_inline struct rq *
context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev,struct task_struct *next, struct rq_flags *rf)
{/* 进程切换的准备工作 */prepare_task_switch(rq, prev, next);/** For paravirt, this is coupled with an exit in switch_to to* combine the page table reload and the switch backend into* one hypercall.*/arch_start_context_switch(prev);/** kernel -> kernel   lazy + transfer active*   user -> kernel   lazy + mmgrab() active** kernel ->   user   switch + mmdrop() active*   user ->   user   switch*/if (!next->mm) {                                // to kernelenter_lazy_tlb(prev->active_mm, next);next->active_mm = prev->active_mm;if (prev->mm)                           // from usermmgrab(prev->active_mm);elseprev->active_mm = NULL;} else {                                        // to usermembarrier_switch_mm(rq, prev->active_mm, next->mm);/** sys_membarrier() requires an smp_mb() between setting* rq->curr / membarrier_switch_mm() and returning to userspace.** The below provides this either through switch_mm(), or in* case 'prev->active_mm == next->mm' through* finish_task_switch()'s mmdrop().*//* 调用switch_mm_irqs_off完成用户地址空间切换 */switch_mm_irqs_off(prev->active_mm, next->mm, next);if (!prev->mm) {                        // from kernel/* will mmdrop() in finish_task_switch(). */rq->prev_mm = prev->active_mm;prev->active_mm = NULL;}}rq->clock_update_flags &= ~(RQCF_ACT_SKIP|RQCF_REQ_SKIP);prepare_lock_switch(rq, next, rf);/* Here we just switch the register state and the stack. *//* 调用switch_to完成内核态堆栈及硬件上下文切换 */switch_to(prev, next, prev);barrier();return finish_task_switch(prev);
}

二、switch_mm

对于用户进程需要完成用户空间的切换，switch_mm函数完成了这个任务。switch_mm是与体系架构相关的函数。下面以ARM体系架构说明用户空间的切换过程。
Linux5.6.4内核调用switch_mm_irqs_off切换用户进程空间，对于没有定义该函数的架构，则调用的是switch_mm。X86体系架构定义了switch_mm_irqs_off函数，ARM体系架构没有定义。

#ifndef switch_mm_irqs_off
# define switch_mm_irqs_off switch_mm
#endif

本文只关心ARM体系架构。ARM进程地址空间的切换实际是设置页表基址寄存器TTBR0的过程，对于每个进程拥有系统全部的虚拟地址空间，但是其并没有占用所以的物理地址，物理地址的访问需要页表转换完成，页表转换的基址存放在页表基址寄存器TTBR0中，每个进程都有一套自己的映射页表存放在物理内存（实际最初并不是所以的页表都存放到内存里，而是发生缺页异常时才将页表写入物理内存），TTBR0指示了进程PGD页表基址，PGD指示了PTE页表基址，PTE指示了物理地址PA。每个进程的PGD不同，因而不同进程虚拟内存对于的物理地址就隔离开了。进程切换switch_mm实质上就是完成TTBR0寄存器的改写。
在这里插入图片描述

ARMv7体系架构switch_mm实现如下。由上图分析可知，switch_mm函数实质是将新进程的页表基址设置到也目录表基地址寄存器中，对于ARMv7即协处理器cp15的TTBR0寄存器。

/** This is the actual mm switch as far as the scheduler* is concerned.  No registers are touched.  We avoid* calling the CPU specific function when the mm hasn't* actually changed.*/
static inline void
switch_mm(struct mm_struct *prev, struct mm_struct *next,struct task_struct *tsk)
{
#ifdef CONFIG_MMUunsigned int cpu = smp_processor_id();/** __sync_icache_dcache doesn't broadcast the I-cache invalidation,* so check for possible thread migration and invalidate the I-cache* if we're new to this CPU.*/if (cache_ops_need_broadcast() &&!cpumask_empty(mm_cpumask(next)) &&!cpumask_test_cpu(cpu, mm_cpumask(next)))__flush_icache_all(); /* 刷新CPU Core所有I-Cache *//* 将当前CPU设置到next进程的cpumask位图 */if (!cpumask_test_and_set_cpu(cpu, mm_cpumask(next)) || prev != next) {/* 处理TLB及切换进程页表映射地址TTBR0 */check_and_switch_context(next, tsk);if (cache_is_vivt())cpumask_clear_cpu(cpu, mm_cpumask(prev));}
#endif
}

2.1 刷新I-CACHE
如果next进程发生迁移，在一个新的CPU上执行，则需要flush I-Cache（Instructions Cache）。如下图所示，对于ARM SMP架构来说每个core都有独立的I-Cache和D-Cache（哈佛结构L1 Cache），因而新进程第一次运行到某Core时需要将I-Cache内容全部刷新。
在这里插入图片描述

__flush_icache_all函数实现了I-Cache刷新，flush I-Cache是通过访问协处理器cp15的c7寄存器实现的。

/* Invalidate I-cache inner shareable */
/* 将cp15协处理器c7寄存器ICIALLUIS */
#define __flush_icache_all_v7_smp()					\asm("mcr	p15, 0, %0, c7, c1, 0"				\: : "r" (0));
static inline void __flush_icache_all(void)
{__flush_icache_preferred();dsb(ishst);
}

CP15协处理器保护c0-c15共16个寄存器，寄存器32位的组织形式如下：
在这里插入图片描述

对于汇编语句“mcr p15, 0, %0, c7, c1, 0”指示四个操作数结果如下：
在这里插入图片描述

CRn：第一个协处理器寄存器c7；
opc1：协处理器操作码0；
CRm：第二个协处理器寄存器c1；
opc2：协处理器操作码0。
因而对应ICIALLUIS （Invalidate all instruction caches Inner Shareable to PoU）寄存器。
在这里插入图片描述

2.2 ASID和TLB
check_and_switch_context完成了进程地址空间的切换，这包括两部分内容：

ASID和TLB的处理；
TTBR处理。
本节关注switch_mm中关于ASID和TLB的处理。
ASID即Address Space ID，TLB即Translation Lookaside Buffer。
MMU在做Table Walk时，需要访问物理内存中的页表映射，每一级页表映射都需要访问一次内存，而内存的访问对性能影响很大，因而效率很低。TLB是用于缓存MMU地址转换结果的cache，显然访问cache找到物理地址比访问内存找物理地址快的多，因而TLB加快内存的访问效率。
ARMv7架构TLB结构如下图所示，TLB entry中缓存了VA（虚拟地址），PA（物理地址），Attr(cache策略，访问权限等属性)和ASID(地址空间ID)。
在这里插入图片描述

VA和PA很好理解，即物理地址和虚拟地址映射关系。Attr用来指示TLB entry属性。ASID用来干甚？
TLB缓存了地址映射关系，不同进程拥有不同的地址映射页表，因而进程切换时，TLB缓存的前一个进程的地址映射关系不能用于新进程，一个简单的办法是将TLB entry全部刷新，这导致TLB使用效率大打折扣，A和B两个进程相互切换时，每次切换后都将面对一个空白的TLB，TLB miss大大增加，显然这种方法不够完美。
ASID指示了每个TLB entry所属的进程，这样可以保证不同进程之间的TLB entry不会互相干扰，因而避免了切换进程时将TLB刷新的问题。所以ASID作用避免了进程切换时TLB的频繁刷新。

实际上，ARM TLB包含了Global和process-specific表项。

Global类型TLB entry：用于内核空间地址转换，内核空间为所以进程所共有，因而进程切换时，内核映射关系无需变化，所以其TLB entry也不用变。内核的页表基址寄存器是TTBR1，进程切换时页表不变的。
process-specific类型TLB entry：用户进程独立地址空间映射关系。即ASID用于隔离不同进程的TLB entry。
区分Global和process-specific表项则是根据PTE entry的bit11（nG位）。nG位为1时，则表示TLB entry属于进程。
在这里插入图片描述

check_and_switch_context函数前面部分主要实现了ASID相关的内容。

将TTBR1的内容设置到TTBR0。pgd和ASID的更新不能原子的完成，因而避免错误的映射，先将TTBR0设置成TTBR1；
从mm->context.id原子的获取ASID；
asid_generation记录ASID溢出，mm->context.id低8位记录ASID，高24位记录了ASID溢出次数，如果没有发生ASID溢出则直接调用cpu_switch_mm切换TTBR0。
如果发生ASID溢出则需要为进程重新分配ASID，并刷新TLB。

void check_and_switch_context(struct mm_struct *mm, struct task_struct *tsk)
{unsigned long flags;unsigned int cpu = smp_processor_id();u64 asid;if (unlikely(mm->context.vmalloc_seq != init_mm.context.vmalloc_seq))__check_vmalloc_seq(mm);/** We cannot update the pgd and the ASID atomicly with classic* MMU, so switch exclusively to global mappings to avoid* speculative page table walking with the wrong TTBR.*/cpu_set_reserved_ttbr0();/* 将TTBR1的内容设置到TTBR0 */asid = atomic64_read(&mm->context.id);/* 获取进程ASID *//* ASID没有发生溢出,不用关系TLB,直接跳到cpu_switch_mm切换TTBR0即可 */if (!((asid ^ atomic64_read(&asid_generation)) >> ASID_BITS)&& atomic64_xchg(&per_cpu(active_asids, cpu), asid))goto switch_mm_fastpath;raw_spin_lock_irqsave(&cpu_asid_lock, flags);/* Check that our ASID belongs to the current generation. *//* ASID发生溢出,调用new_context为进程重新分配ASID，并记录到mm->context.id中 */asid = atomic64_read(&mm->context.id);if ((asid ^ atomic64_read(&asid_generation)) >> ASID_BITS) {asid = new_context(mm, cpu);atomic64_set(&mm->context.id, asid);}/* ASID发生溢出,刷新TLB */if (cpumask_test_and_clear_cpu(cpu, &tlb_flush_pending)) {local_flush_bp_all(); /* 指令cache刷新 */local_flush_tlb_all(); /* TLB刷新 */}atomic64_set(&per_cpu(active_asids, cpu), asid);cpumask_set_cpu(cpu, mm_cpumask(mm));raw_spin_unlock_irqrestore(&cpu_asid_lock, flags);switch_mm_fastpath:cpu_switch_mm(mm->pgd, mm); /* 页表基址寄存器TTBR0切换 */
}

ASID为什么只有8bit，这是由 CONTEXTIDR（Context ID Register）寄存器决定的。cpu_switch_mm除了设置TTBR0寄存器外，还会设置CONTEXTIDR寄存器，3.3章节也会讲到该寄存器。
如下图所示，未开启LAPE功能时，CONTEXTIDR的[7:0]是ASID，因而ASID只有8bit，256个ASID分配完后，需要重新分配。
在这里插入图片描述

local_flush_tlb_all完成TLB刷新。

static inline void local_flush_tlb_all(void)
{const int zero = 0;const unsigned int __tlb_flag = __cpu_tlb_flags;if (tlb_flag(TLB_WB))dsb(nshst);__local_flush_tlb_all();tlb_op(TLB_V7_UIS_FULL, "c8, c7, 0", zero);if (tlb_flag(TLB_BARRIER)) {dsb(nsh);isb();}
}

tlb_op操作使用协处理器指令MCR操作CP15的寄存器。
“c8, c7, 0” 指示协处理器指令。根据3.1节中关于协处理器指令的描述，可以知道。

CRn：第一个协处理器寄存器c8；
opc1：协处理器操作码0；
CRm：第二个协处理器寄存器c7；
opc2：协处理器操作码1。
因而对应TLBIALL（invalidate unified TLB）寄存器，即将TLB entry全部刷新。
在这里插入图片描述

2.3 页表转换基址切换
进程切换需要切换进程地址空间，每个进程都拥有全部的虚拟地址空间，而物理地址空间是隔离的，操作系统能够实现这种内存策略，依靠的是芯片级的地址转换功能，也就是MMU（Memory Management Unit）。MMU完成了虚拟地址到物理地址的转换工作，使得操作系统可以通过虚拟地址访问到物理地址空间的真是数据。
对于ARM体系架构下图是其MMU及内存层次的基本框图。
在这里插入图片描述

MMU包含Table Walk Unit和TLB（Translation Lookaside Buffer），其中Table Walk Unit即处理虚拟地址到物理地址的转换单元，而TLB用于缓存地址转换结果，TLB实质上是Cache，与Cache的区别在于它专门用来存储地址转换结果。
ARMv7采用二级页表映射，下图是虚拟地址转换到物理地址的页表映射过程，这个过程是由MMU完成的。
TTBRx（Translation Table Base Register x）即页表转换基址寄存器，ARMv7提供了TTBR0和TTBR1两个寄存器，Linux分别将其应用于内核态和用户态。而进程地址空间切换实质就是将TTBR0寄存器中***Translation Table Base 0 Address修改为当前进程的PGD（页全局目录）。
MMU通过TTBRx和虚拟地址中的PGD index找到 First-level descriptor，First-level descriptor记录了二级页表基址（即PTE），结合虚拟地址的PTE index即找到 * Second-level descriptor， Second-level descriptor记录了物理地址[31:12]，物理地址[31:12]结合虚拟地址的VA[11:0]即得到物理地址。
在这里插入图片描述

ARMv7地址空间切换由cpu_switch_mm完成。

void check_and_switch_context(struct mm_struct *mm, struct task_struct *tsk)
{…………
switch_mm_fastpath:cpu_switch_mm(mm->pgd, mm);
}

cpu_switch_mm调用cpu_do_switch_mm完成进程地址空间切换。

#define cpu_switch_mm(pgd,mm) cpu_do_switch_mm(virt_to_phys(pgd),mm)

cpu_do_switch_mm最终调用的汇编代码cpu_v7_switch_mm。ENTRY(cpu_v7_switch_mm)
#ifdef CONFIG_MMU@R1寄存器即APCS定义的第二个入参，即next进程的内存描述符mmmmid	r1, r1				@ get mm->context.idALT_SMP(orr	r0, r0, #TTB_FLAGS_SMP)ALT_UP(orr	r0, r0, #TTB_FLAGS_UP)
#ifdef CONFIG_PID_IN_CONTEXTIDRmrc	p15, 0, r2, c13, c0, 1		@ read current context IDlsr	r2, r2, #8			@ extract the PIDbfi	r1, r2, #8, #24			@ insert into new context ID
#endif
#ifdef CONFIG_ARM_ERRATA_754322dsb
#endifmcr	p15, 0, r1, c13, c0, 1		@ set context IDisbmcr	p15, 0, r0, c2, c0, 0		@ set TTB 0isb
#endifbx	lr
ENDPROC(cpu_v7_switch_mm)

“mmid r1, r1” 将mm->context.id存入R1寄存器中。
“mcr p15, 0, r1, c13, c0, 1” 使用协处理器指令MCR将R1寄存器写入CP15协处理器C13寄存器中。
根据3.1节中关于协处理器指令的描述，可以知道。

CRn：第一个协处理器寄存器c13；
opc1：协处理器操作码0；
CRm：第二个协处理器寄存器c0；
opc2：协处理器操作码1。
因而对应CONTEXTIDR（Context ID Register）寄存器，即将mm->context.id写入CONTEXTIDR寄存器。这一步处理用于指示当前进程ASID（Address Space Identifier）。ASID应用于TLB，ASID可以将不同的进程在TLB中缓存的页表映射隔离，因而可以避免进程切换时将TLB表项刷新。
在这里插入图片描述

“mcr p15, 0, r0, c2, c0, 0” 使用协处理器指令MCR将R0寄存器写入CP15协处理器C2寄存器中。R0寄存器即APCS定义的第一个入参，即PGD。
根据3.1节中关于协处理器指令的描述，可以知道。

CRn：第一个协处理器寄存器c2；
opc1：协处理器操作码0；
CRm：第二个协处理器寄存器c0；
opc2：协处理器操作码0。
因而对应TTBR0寄存器，即将PGD写入TTBR0寄存器，完成进程地址空间切换。
在这里插入图片描述

三、switch_to

对于内核空间及寄存器的切换，switch_to函数完成了这个任务。switch_to是与体系架构相关的函数。下面以ARM体系架构说明用户空间的切换过程。
switch_to调用到__switch_to。

#define switch_to(prev,next,last)					\
do {									\__complete_pending_tlbi();					\last = __switch_to(prev,task_thread_info(prev), task_thread_info(next));	\
} while (0)

__switch_to汇编实现如下。三个入参分别为：

r0：移出进程prev的task_struct；
r1：移出进程prev的thread_info;
r2：移入进程next的thread_info.

ENTRY(__switch_to)UNWIND(.fnstart	)UNWIND(.cantunwind	)add	ip, r1, #TI_CPU_SAVE   @ip = r1 + TI_CPU_SAVE ARM(	stmia	ip!, {r4 - sl, fp, sp, lr} )	@ Store most regs on stackTHUMB(	stmia	ip!, {r4 - sl, fp}	   )	@ Store most regs on stackTHUMB(	str	sp, [ip], #4		   )THUMB(	str	lr, [ip], #4		   )ldr	r4, [r2, #TI_TP_VALUE]ldr	r5, [r2, #TI_TP_VALUE + 4]
#ifdef CONFIG_CPU_USE_DOMAINSmrc	p15, 0, r6, c3, c0, 0		@ Get domain registerstr	r6, [r1, #TI_CPU_DOMAIN]	@ Save old domain registerldr	r6, [r2, #TI_CPU_DOMAIN]
#endifswitch_tls r1, r4, r5, r3, r7
#if defined(CONFIG_STACKPROTECTOR) && !defined(CONFIG_SMP)ldr	r7, [r2, #TI_TASK]ldr	r8, =__stack_chk_guard.if (TSK_STACK_CANARY > IMM12_MASK)add	r7, r7, #TSK_STACK_CANARY & ~IMM12_MASK.endifldr	r7, [r7, #TSK_STACK_CANARY & IMM12_MASK]
#endif
#ifdef CONFIG_CPU_USE_DOMAINSmcr	p15, 0, r6, c3, c0, 0		@ Set domain register
#endifmov	r5, r0add	r4, r2, #TI_CPU_SAVEldr	r0, =thread_notify_headmov	r1, #THREAD_NOTIFY_SWITCHbl	atomic_notifier_call_chain
#if defined(CONFIG_STACKPROTECTOR) && !defined(CONFIG_SMP)str	r7, [r8]
#endifTHUMB(	mov	ip, r4			   )mov	r0, r5ARM(	ldmia	r4, {r4 - sl, fp, sp, pc}  )	@ Load all regs saved previouslyTHUMB(	ldmia	ip!, {r4 - sl, fp}	   )	@ Load all regs saved previouslyTHUMB(	ldr	sp, [ip], #4		   )THUMB(	ldr	pc, [ip]		   )UNWIND(.fnend		)
ENDPROC(__switch_to)

“add ip, r1, #TI_CPU_SAVE” 将IP寄存器赋值为r1+ TI_CPU_SAVE，r1即为prev->thread_info，TI_CPU_SAVE是cpu_context成员在thread_info中的偏移。

DEFINE(TI_CPU_SAVE,		offsetof(struct thread_info, cpu_context));

因此IP寄存器保存了prev->thread_info->cpu_context的地址。
ARM体系架构定义的cpu_context包含了r4-r9，sl，fp，sp和pc寄存器。

struct cpu_context_save {__u32	r4;__u32	r5;__u32	r6;__u32	r7;__u32	r8;__u32	r9;__u32	sl;__u32	fp;__u32	sp;__u32	pc;__u32	extra[2];		/* Xscale 'acc' register, etc */
};

“ARM( stmia ip!, {r4 - sl, fp, sp, lr} )” 将r4 - sl, fp, sp, lr寄存器中的内容保存到IP寄存器所指向的内存地址，即prev->thread_info->cpu_context，这相当于保存了prev进程运行时的寄存器上下文。

stmia是多寄存器寻址内存操作指令。用于将多个寄存器的值存放到内存。
内存操作指令stm的ia后缀表示，数据传输完成后地址增加。
！表示数据传输完成后，将地址回写到ip寄存器。
关于stmia的详细内容请看《ARM体系架构—ARMv7-A指令集：内存操作指令》

如下操作依然是将寄存器保存到内存，内存地址不断递增，且回写到IP寄存器。
*THUMB( stmia ip!, {r4 - sl, fp} ) @ Store most regs on stack
THUMB( str sp, [ip], #4 )
THUMB( str lr, [ip], #4 ) *

prev寄存器R4和R5以压入prev进程内核栈中，因而可以被next进程使用，寄存器R4和R5分别用来保存next->thread_info->tp_value[0]和next->thread_info->tp_value[1]
ldr r4, [r2, #TI_TP_VALUE]
ldr r5, [r2, #TI_TP_VALUE + 4]

调用atomic_notifier_call_chain函数，入参为thread_notify_head和THREAD_NOTIFY_SWITCH。
ldr r0, =thread_notify_head
mov r1, #THREAD_NOTIFY_SWITCH
bl atomic_notifier_call_chain

add r4, r2, #TI_CPU_SAVE 实现r4寄存器保存了next->thread_info->cpu_context的地址。

“ARM( ldmia r4, {r4 - sl, fp, sp, pc} )” 将next->thread_info->cpu_context的数据加载到r4 - sl, fp, sp, lr，pc寄存器中，next->thread_info->cpu_context->sp存入寄存器SP相当于内核栈切换完成，next->thread_info->cpu_context->pc存入寄存器PC相当于跳转到next进程运行。即切换到next进程运行时的寄存器上下文。

这样就完成了进程内核栈及寄存器切换。

关于ARM寄存器介绍请参看《ARM体系架构—ARMv7-A处理器模式及寄存器》
————————————————

                        版权声明：本文为博主原创文章，遵循 CC 4.0 BY-SA 版权协议，转载请附上原文出处链接和本声明。

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理论上讲，是可能定义一种透镜而不引入任何畸变的。然而现实世界没有完美的透镜。这主要是制造上的原因，因为制作一个“球形”透镜比制作一个数学上理想的透镜更容易。而且从机械方面也很难把透镜和成像仪保持平行。下面主要描述两种主要的透镜畸变并为他…
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Java最全面试总结——7.MySQL篇

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1、数据库的三范式是什么？ 第一范式（1st Normal Form, 1NF）： 定义：确保数据库中的每个属性都是原子的，即不可再分的。应用：每个属性的值不能包含多个值或重复的值。目的：消除数据中的…
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【数学】【深度优先搜索】【图论】【欧拉环路】753. 破解保险箱

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作者推荐 动态规划的时间复杂度优化 本文涉及知识点 数学 深度优先搜索 图论 欧拉环路 LeetCode753. 破解保险箱 有一个需要密码才能打开的保险箱。密码是 n 位数, 密码的每一位都是范围 [0, k - 1] 中的一个数字。 保险箱有一种特殊的密码校验方法，你可以随意…
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第104讲：数据库分库分表的意义与实现策略（MyCat）

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文章目录 1.分库分表的目的2.分库分表的拆分策略2.1.垂直拆分2.2.水平拆分 3.Mycat水平拆分的分片规则 1.分库分表的目的 互联网中的应用程序，随着公司的发展，应用系统的使用人数、数据量都再持续增长，数据库层面就会产生一定的瓶颈。 如果…
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