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从架构上讲,建议前端报表工具直接访问rds(mysql)里的数据集市数据, odps只做离线etl计算不做交互查询.另外ODPS计费分两种: 计算和CU 如果选用计算费用模式每次odps 查询都会触发计算费用:一次 SQL 计算费用 = 计算输入数据量 SQL 复杂度 SQL 价格计费方式文档:https://help.aliyun.com/document_detail/27989.html?spm=a2c4g.11174283.6.559.M3CVZi建议把odps离线计算好的数据放入rds,然后在前端查询,从速度和费用可控性上讲都是最优化的.

Enum类没有无参的构造方法你看一下编译报错的提示是不是说没有构造方法，因为Enum有一个有参构造方法你自己写的类没有写构造方法那么就会默认有一个无参构造方法

local network = {} network.speed = wibox.widget.textbox()network.icon = wibox.widget.imagebox() if river or serenity then network.icon:set_image('/usr/share/icons/oxygen/22x22/devices/network-wired.png') vicious.register(network.speed, vicious.widgets.net, '${eth0 down_kb}↓ ${eth0 up_kb}↑', 5) elseif ice9 then network.wifi = wibox.widget.textbox() network.iface = '' vicious.register(network.wifi, vicious.widgets.wifi, function (widget, args) local p = args['{linp}'] local n if p > 75 then n = '100' elseif p > 50 then n = '75' elseif p > 25 then n = '50' elseif p > 0 then n = '25' else n = '00' end network.icon:set_image('/usr/share/icons/oxygen/22x22/devices/network-wireless-connected-'..n..'.png') return ''..p..' : ' end, 23, 'wlan0') function network.update() local iface local ethup = false local operstate = io.open('/sys/class/net/eth0/operstate', 'r') if operstate then if operstate:read() == 'up' then ethup = true end io.close(operstate) end if ethup then iface = 'eth0' if iface ~= network.iface then vicious.unregister(network.wifi, true) network.wifi:set_text('') network.icon:set_image('/usr/share/icons/oxygen/22x22/devices/network-wired.png') vicious.unregister(network.speed, false) vicious.register(network.speed, vicious.widgets.net, '${'..iface..' down_kb}↓ ${'..iface..' up_kb}↑', 5) end else iface = 'wlan0' if iface ~= network.iface then vicious.unregister(network.speed, false) vicious.register(network.speed, vicious.widgets.net, '${'..iface..' down_kb}↓ ${'..iface..' up_kb}↑', 5) vicious.activate(network.wifi) end end network.iface = iface end end return network

oracle的会话都是进程级别的, 一个connect 断开链接是会马上释放的,这个oracle 是没有bug 的. 检查下你的v$session , 看还在connect status 是活动还是非活动的, 如果是非活动的,你看下v$session 这张表连过来的程序和ip是不是是不是你的web应用,如果是,说明你的java链接池本身就设置那么大,如果你的链接池是300, 那你的数据库对于web的来源就是300, 但是这300个connetion 是非活动的,不会消耗io和cpu.属于正常现象.连接池本身就是避免反复开启关闭数据库连接的开销.

1 检查服务进程是否在2 检查网络是否有抖动现象3 检查连接账号是否有权限4 检查操作系统句柄是否用完了,比如inod

分布式事务的解决方案有如下几种： 全局消息基于可靠消息服务的分布式事务TCC最大努力通知方案1：全局事务（DTP模型）全局事务基于DTP模型实现。DTP是由X/Open组织提出的一种分布式事务模型——X/Open Distributed Transaction Processing Reference Model。它规定了要实现分布式事务，需要三种角色： AP：Application 应用系统 它就是我们开发的业务系统，在我们开发的过程中，可以使用资源管理器提供的事务接口来实现分布式事务。 TM：Transaction Manager 事务管理器 分布式事务的实现由事务管理器来完成，它会提供分布式事务的操作接口供我们的业务系统调用。这些接口称为TX接口。事务管理器还管理着所有的资源管理器，通过它们提供的XA接口来同一调度这些资源管理器，以实现分布式事务。DTP只是一套实现分布式事务的规范，并没有定义具体如何实现分布式事务，TM可以采用2PC、3PC、Paxos等协议实现分布式事务。RM：Resource Manager 资源管理器 能够提供数据服务的对象都可以是资源管理器，比如：数据库、消息中间件、缓存等。大部分场景下，数据库即为分布式事务中的资源管理器。资源管理器能够提供单数据库的事务能力，它们通过XA接口，将本数据库的提交、回滚等能力提供给事务管理器调用，以帮助事务管理器实现分布式的事务管理。XA是DTP模型定义的接口，用于向事务管理器提供该资源管理器(该数据库)的提交、回滚等能力。DTP只是一套实现分布式事务的规范，RM具体的实现是由数据库厂商来完成的。有没有基于DTP模型的分布式事务中间件？DTP模型有啥优缺点？方案2：基于可靠消息服务的分布式事务这种实现分布式事务的方式需要通过消息中间件来实现。假设有A和B两个系统，分别可以处理任务A和任务B。此时系统A中存在一个业务流程，需要将任务A和任务B在同一个事务中处理。下面来介绍基于消息中间件来实现这种分布式事务。 title 在系统A处理任务A前，首先向消息中间件发送一条消息消息中间件收到后将该条消息持久化，但并不投递。此时下游系统B仍然不知道该条消息的存在。消息中间件持久化成功后，便向系统A返回一个确认应答；系统A收到确认应答后，则可以开始处理任务A；任务A处理完成后，向消息中间件发送Commit请求。该请求发送完成后，对系统A而言，该事务的处理过程就结束了，此时它可以处理别的任务了。 但commit消息可能会在传输途中丢失，从而消息中间件并不会向系统B投递这条消息，从而系统就会出现不一致性。这个问题由消息中间件的事务回查机制完成，下文会介绍。消息中间件收到Commit指令后，便向系统B投递该消息，从而触发任务B的执行；当任务B执行完成后，系统B向消息中间件返回一个确认应答，告诉消息中间件该消息已经成功消费，此时，这个分布式事务完成。上述过程可以得出如下几个结论： 消息中间件扮演者分布式事务协调者的角色。 系统A完成任务A后，到任务B执行完成之间，会存在一定的时间差。在这个时间差内，整个系统处于数据不一致的状态，但这短暂的不一致性是可以接受的，因为经过短暂的时间后，系统又可以保持数据一致性，满足BASE理论。 上述过程中，如果任务A处理失败，那么需要进入回滚流程，如下图所示： title 若系统A在处理任务A时失败，那么就会向消息中间件发送Rollback请求。和发送Commit请求一样，系统A发完之后便可以认为回滚已经完成，它便可以去做其他的事情。消息中间件收到回滚请求后，直接将该消息丢弃，而不投递给系统B，从而不会触发系统B的任务B。此时系统又处于一致性状态，因为任务A和任务B都没有执行。 上面所介绍的Commit和Rollback都属于理想情况，但在实际系统中，Commit和Rollback指令都有可能在传输途中丢失。那么当出现这种情况的时候，消息中间件是如何保证数据一致性呢？——答案就是超时询问机制。 title 系统A除了实现正常的业务流程外，还需提供一个事务询问的接口，供消息中间件调用。当消息中间件收到一条事务型消息后便开始计时，如果到了超时时间也没收到系统A发来的Commit或Rollback指令的话，就会主动调用系统A提供的事务询问接口询问该系统目前的状态。该接口会返回三种结果： 提交 若获得的状态是“提交”，则将该消息投递给系统B。回滚 若获得的状态是“回滚”，则直接将条消息丢弃。处理中 若获得的状态是“处理中”，则继续等待。消息中间件的超时询问机制能够防止上游系统因在传输过程中丢失Commit/Rollback指令而导致的系统不一致情况，而且能降低上游系统的阻塞时间，上游系统只要发出Commit/Rollback指令后便可以处理其他任务，无需等待确认应答。而Commit/Rollback指令丢失的情况通过超时询问机制来弥补，这样大大降低上游系统的阻塞时间，提升系统的并发度。 下面来说一说消息投递过程的可靠性保证。 当上游系统执行完任务并向消息中间件提交了Commit指令后，便可以处理其他任务了，此时它可以认为事务已经完成，接下来消息中间件一定会保证消息被下游系统成功消费掉！那么这是怎么做到的呢？这由消息中间件的投递流程来保证。 消息中间件向下游系统投递完消息后便进入阻塞等待状态，下游系统便立即进行任务的处理，任务处理完成后便向消息中间件返回应答。消息中间件收到确认应答后便认为该事务处理完毕！ 如果消息在投递过程中丢失，或消息的确认应答在返回途中丢失，那么消息中间件在等待确认应答超时之后就会重新投递，直到下游消费者返回消费成功响应为止。当然，一般消息中间件可以设置消息重试的次数和时间间隔，比如：当第一次投递失败后，每隔五分钟重试一次，一共重试3次。如果重试3次之后仍然投递失败，那么这条消息就需要人工干预。 title title 有的同学可能要问：消息投递失败后为什么不回滚消息，而是不断尝试重新投递？ 这就涉及到整套分布式事务系统的实现成本问题。 我们知道，当系统A将向消息中间件发送Commit指令后，它便去做别的事情了。如果此时消息投递失败，需要回滚的话，就需要让系统A事先提供回滚接口，这无疑增加了额外的开发成本，业务系统的复杂度也将提高。对于一个业务系统的设计目标是，在保证性能的前提下，最大限度地降低系统复杂度，从而能够降低系统的运维成本。 不知大家是否发现，上游系统A向消息中间件提交Commit/Rollback消息采用的是异步方式，也就是当上游系统提交完消息后便可以去做别的事情，接下来提交、回滚就完全交给消息中间件来完成，并且完全信任消息中间件，认为它一定能正确地完成事务的提交或回滚。然而，消息中间件向下游系统投递消息的过程是同步的。也就是消息中间件将消息投递给下游系统后，它会阻塞等待，等下游系统成功处理完任务返回确认应答后才取消阻塞等待。为什么这两者在设计上是不一致的呢？ 首先，上游系统和消息中间件之间采用异步通信是为了提高系统并发度。业务系统直接和用户打交道，用户体验尤为重要，因此这种异步通信方式能够极大程度地降低用户等待时间。此外，异步通信相对于同步通信而言，没有了长时间的阻塞等待，因此系统的并发性也大大增加。但异步通信可能会引起Commit/Rollback指令丢失的问题，这就由消息中间件的超时询问机制来弥补。 那么，消息中间件和下游系统之间为什么要采用同步通信呢？ 异步能提升系统性能，但随之会增加系统复杂度；而同步虽然降低系统并发度，但实现成本较低。因此，在对并发度要求不是很高的情况下，或者服务器资源较为充裕的情况下，我们可以选择同步来降低系统的复杂度。 我们知道，消息中间件是一个独立于业务系统的第三方中间件，它不和任何业务系统产生直接的耦合，它也不和用户产生直接的关联，它一般部署在独立的服务器集群上，具有良好的可扩展性，所以不必太过于担心它的性能，如果处理速度无法满足我们的要求，可以增加机器来解决。而且，即使消息中间件处理速度有一定的延迟那也是可以接受的，因为前面所介绍的BASE理论就告诉我们了，我们追求的是最终一致性，而非实时一致性，因此消息中间件产生的时延导致事务短暂的不一致是可以接受的。 方案3：最大努力通知（定期校对）最大努力通知也被称为定期校对，其实在方案二中已经包含，这里再单独介绍，主要是为了知识体系的完整性。这种方案也需要消息中间件的参与，其过程如下： title 上游系统在完成任务后，向消息中间件同步地发送一条消息，确保消息中间件成功持久化这条消息，然后上游系统可以去做别的事情了；消息中间件收到消息后负责将该消息同步投递给相应的下游系统，并触发下游系统的任务执行；当下游系统处理成功后，向消息中间件反馈确认应答，消息中间件便可以将该条消息删除，从而该事务完成。上面是一个理想化的过程，但在实际场景中，往往会出现如下几种意外情况： 消息中间件向下游系统投递消息失败上游系统向消息中间件发送消息失败对于第一种情况，消息中间件具有重试机制，我们可以在消息中间件中设置消息的重试次数和重试时间间隔，对于网络不稳定导致的消息投递失败的情况，往往重试几次后消息便可以成功投递，如果超过了重试的上限仍然投递失败，那么消息中间件不再投递该消息，而是记录在失败消息表中，消息中间件需要提供失败消息的查询接口，下游系统会定期查询失败消息，并将其消费，这就是所谓的“定期校对”。 如果重复投递和定期校对都不能解决问题，往往是因为下游系统出现了严重的错误，此时就需要人工干预。 对于第二种情况，需要在上游系统中建立消息重发机制。可以在上游系统建立一张本地消息表，并将 任务处理过程 和 向本地消息表中插入消息 这两个步骤放在一个本地事务中完成。如果向本地消息表插入消息失败，那么就会触发回滚，之前的任务处理结果就会被取消。如果这量步都执行成功，那么该本地事务就完成了。接下来会有一个专门的消息发送者不断地发送本地消息表中的消息，如果发送失败它会返回重试。当然，也要给消息发送者设置重试的上限，一般而言，达到重试上限仍然发送失败，那就意味着消息中间件出现严重的问题，此时也只有人工干预才能解决问题。 对于不支持事务型消息的消息中间件，如果要实现分布式事务的话，就可以采用这种方式。它能够通过重试机制+定期校对实现分布式事务，但相比于第二种方案，它达到数据一致性的周期较长，而且还需要在上游系统中实现消息重试发布机制，以确保消息成功发布给消息中间件，这无疑增加了业务系统的开发成本，使得业务系统不够纯粹，并且这些额外的业务逻辑无疑会占用业务系统的硬件资源，从而影响性能。 因此，尽量选择支持事务型消息的消息中间件来实现分布式事务，如RocketMQ。 方案4：TCC（两阶段型、补偿型）TCC即为Try Confirm Cancel，它属于补偿型分布式事务。顾名思义，TCC实现分布式事务一共有三个步骤： Try：尝试待执行的业务 这个过程并未执行业务，只是完成所有业务的一致性检查，并预留好执行所需的全部资源Confirm：执行业务 这个过程真正开始执行业务，由于Try阶段已经完成了一致性检查，因此本过程直接执行，而不做任何检查。并且在执行的过程中，会使用到Try阶段预留的业务资源。Cancel：取消执行的业务 若业务执行失败，则进入Cancel阶段，它会释放所有占用的业务资源，并回滚Confirm阶段执行的操作。下面以一个转账的例子来解释下TCC实现分布式事务的过程。 假设用户A用他的账户余额给用户B发一个100元的红包，并且余额系统和红包系统是两个独立的系统。 Try 创建一条转账流水，并将流水的状态设为交易中将用户A的账户中扣除100元（预留业务资源）Try成功之后，便进入Confirm阶段Try过程发生任何异常，均进入Cancel阶段Confirm 向B用户的红包账户中增加100元将流水的状态设为交易已完成Confirm过程发生任何异常，均进入Cancel阶段Confirm过程执行成功，则该事务结束Cancel 将用户A的账户增加100元将流水的状态设为交易失败在传统事务机制中，业务逻辑的执行和事务的处理，是在不同的阶段由不同的部件来完成的：业务逻辑部分访问资源实现数据存储，其处理是由业务系统负责；事务处理部分通过协调资源管理器以实现事务管理，其处理由事务管理器来负责。二者没有太多交互的地方，所以，传统事务管理器的事务处理逻辑，仅需要着眼于事务完成（commit/rollback）阶段，而不必关注业务执行阶段。 TCC全局事务必须基于RM本地事务来实现全局事务TCC服务是由Try/Confirm/Cancel业务构成的， 其Try/Confirm/Cancel业务在执行时，会访问资源管理器（Resource Manager，下文简称RM）来存取数据。这些存取操作，必须要参与RM本地事务，以使其更改的数据要么都commit，要么都rollback。 这一点不难理解，考虑一下如下场景： title 假设图中的服务B没有基于RM本地事务（以RDBS为例，可通过设置auto-commit为true来模拟），那么一旦[B:Try]操作中途执行失败，TCC事务框架后续决定回滚全局事务时，该[B:Cancel]则需要判断[B:Try]中哪些操作已经写到DB、哪些操作还没有写到DB：假设[B:Try]业务有5个写库操作，[B:Cancel]业务则需要逐个判断这5个操作是否生效，并将生效的操作执行反向操作。 不幸的是，由于[B:Cancel]业务也有n（0 反之，基于RM本地事务的TCC事务，这种情况则会很容易处理：[B:Try]操作中途执行失败，TCC事务框架将其参与RM本地事务直接rollback即可。后续TCC事务框架决定回滚全局事务时，在知道“[B:Try]操作涉及的RM本地事务已经rollback”的情况下，根本无需执行[B:Cancel]操作。 换句话说，基于RM本地事务实现TCC事务框架时，一个TCC型服务的cancel业务要么执行，要么不执行，不需要考虑部分执行的情况。 TCC事务框架应该提供Confirm/Cancel服务的幂等性保障一般认为，服务的幂等性，是指针对同一个服务的多次(n>1)请求和对它的单次(n=1)请求，二者具有相同的副作用。 在TCC事务模型中，Confirm/Cancel业务可能会被重复调用，其原因很多。比如，全局事务在提交/回滚时会调用各TCC服务的Confirm/Cancel业务逻辑。执行这些Confirm/Cancel业务时，可能会出现如网络中断的故障而使得全局事务不能完成。因此，故障恢复机制后续仍然会重新提交/回滚这些未完成的全局事务，这样就会再次调用参与该全局事务的各TCC服务的Confirm/Cancel业务逻辑。 既然Confirm/Cancel业务可能会被多次调用，就需要保障其幂等性。 那么，应该由TCC事务框架来提供幂等性保障？还是应该由业务系统自行来保障幂等性呢？ 个人认为，应该是由TCC事务框架来提供幂等性保障。如果仅仅只是极个别服务存在这个问题的话，那么由业务系统来负责也是可以的；然而，这是一类公共问题，毫无疑问，所有TCC服务的Confirm/Cancel业务存在幂等性问题。TCC服务的公共问题应该由TCC事务框架来解决；而且，考虑一下由业务系统来负责幂等性需要考虑的问题，就会发现，这无疑增大了业务系统的复杂度。

1 数据源名自定义2 域名就是oracle数据库的ip或者域名, 找你需要连的那个oracle数据库的ip3 service name 是oracle TNS名 , 查看方式进入shellsys / as sysdba show parameter name

问题1:：比如服务器发布了一个消息A，客户端有订阅，那订阅的客户端可以实时收到这个消息 是吧？答:消息是非实时的, 是异步的, 如果消息量很大,队列发生阻塞不能保证实时收到,问题2：订阅者收到这个消息后，服务器这个消息是否还在队列里，比如有个订阅者在服务器发布消息A 一分钟后才订阅，还会收到消息A么。答:会,只要你没有消费, 消息发送成功后,会挤压在队列里

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