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57张图+13个实验,横扫MySQL栓的知识盲区

2025-08-31 12:16:11

d 为 1 的日志,适用情况下,于是上夹住,然后接着向后照相到 id 为 2 的日志,但是此时现在被职责C 特夹住了,于是被溢。

这结果也适用了我纸片的推算。

我们下去试验中所。

这次来试试 update 的,此时新起职责 E :

日后起一个职责 F :

并尚未起因溢,这似乎是适用我们在短期内的。但从中所我们可以了解到,在习呈交分级下,即使尚未查看看,update 的全表照相并不是和select ... for update那样全表按顺可先特夹住日后推论情况下,而是可先看看寻适用的日志,然后日后上夹住。

我们下去试验中所。

此时,把纸片的职责都呈交之当年,日后新起一个职责 G 执行者所四支关键字,且不呈交职责:

接着,日后起一个职责 H 执行者所四支关键字:

可以碰到,职责 H 尚未被溢,丝滑。

详述在习呈交分级下,夹住的只是现在存有的日志,对于弹出还是严防受不了的,即使弹出的 name 是 yes,也一样不可能会被溢。

试验中所二:强制分级为可反复习,夹住定非查看看四支的试验中所

强制分级为可反复习:

还是以当年的数据资料:

匪夷所思之中所的结果,即职责 B 被溢,夹住参与者信息如下,还是 id 为 1 的日志出了夹住流血冲突。

此时呈交职责A、B,然后日后新起一个职责 C:

然后日后新起一个职责 D:

不管怎样,职责 C、D 就是和 A、B 来个反先以序执行者,重点来了,此时的夹住参与者信息如下:

可以碰到,流血冲突的还是 id 为 1 的这条日志,那详述职责 C 在全表照相,从第一条开始基元,即使会两道时到了不适用情况下的日志,特夹住之当年在职责呈交以当年就不可能会囚禁!

这里就和习已呈交有相差了。

我们下去试验中所,此时呈交职责A、B、C、D之当年,日后新起一个职责 E:

接着,日后起职责 F 执行者如下关键字:

可以碰到,职责 F 被溢了,此时日后看下夹住的一些参与者信息:

起流血冲突的 lock_data 是最大日志(supremum),这个日志以当年的文章所述的,MySQL页默认有最大和成比例两条日志,不传输数据资料,发挥作用典型链表的 dummy 键值。

从这个结果来看,这个最大日志也被职责 F 夹住了,这个表的 ID 是自增的,所以此时的弹出日志,刚好要弹出到最当年头,这样就起因了流血冲突。

这似乎实在太出乎我的匪夷所思,我以为职责 F 弹出无论如何是被职责 E 特的空隙夹住给推开了才对。

这时候,我又做到了个试验中所,我可先造了一条 id 为 6 的日志,此时表内的数据资料如下:

都只日后起一个职责执行者,且尚未呈交:

接着,我日后起一个职责执行者弹出,但是写明了弹出的 id 是 4 ,这样这条日志可能会将弹出到日志 id 为 6 的当年两道。

此时被溢了,详细信息夹住参与者信息:

碰到网页的 X,GAP 没人,结果标示出弹出的职责无需日志夹住+空隙夹住,但是被当年一个职责征用的 id 为 6 的日志夹住给溢了。

这涉及到我的盲北区了,纸片的弹出还只要日志夹住,这时候的弹出就又要申劝空隙夹住了?但是也不是因为空隙被溢啊?我之当年日后看看个一段时间研究成果下,如果有大佬告诉他,劝评论北区指导我下。

我们下去试验中所,清思下数据资料,还原成到稳态:

重新启动一个职责 G 执行者:

接着日后重新启动一个职责 H 执行者:

此时起因了溢,看下夹住的参与者信息:

可以碰到,可反复习分级下 update 的特夹住与习呈交不太一样,特夹住的 lock_data 是 1,详述职责 G 照相的 id 为 1 的日志之当年尚未囚禁夹住。

如果把职责G、H 的重新启动先以序反过来,也就是可先执行者 H 的关键字日后执行者 G 的关键字,结果也是一样的,都只特夹住的 lock_data 是 1,这详述可反复习的 update 不是可先推论情况下否适用日后上夹住,而是可先上夹住日后推论情况下否适用。

update 都能被溢,再度正确性就是:

在可反复习分级下,特夹住非查看看四支避免的全表日志上夹住可能会使得所有弹出和改动都能被溢。

小结一下:

此时把习者难题四支上:

留言板的回答语境是在可反复习分级下,现在我日后来阐述回答下:

在习呈交分级下:

如果夹住定的四支为非查看看四支,特夹住都是去掉字段查看看上的,select ..for update的特夹住的先以序是从当年接续全表照相的先以序,基元的日志可先上夹住,上夹住之当年看看寻不满足情况下,则囚禁夹住,然后再次接续基元,直到全表照相之前。

insert 都不可能会被溢。

而 update 其它字符串值,似乎也是看看日志,如果看看寻的日志现在被上夹住了,那么就可能会溢,如果看看寻的日志尚未被夹住则不可能会被溢。

在可反复习分级下:

如果夹住定的四支为非查看看四支,特夹住都是去掉字段查看看上的,select ..for update的特夹住的先以序是从当年接续全表照相的先以序,基元的日志可先上夹住,上夹住之当年看看寻不满足情况下,则不可能会囚禁夹住,然后再次接续基元,直到全表照相之前。

所以只要有一个全表照相的特夹住,则 insert 的时候就可能会被溢。

而 update 其它字符串值,似乎也是看看日志,如果看看寻的日志现在被上夹住了,那么就可能会溢,如果看看寻的日志尚未被夹住则不可能会被溢。

与之具体的还有一个难题:

MLT-现在有回答了,包括当年两道的网页也可以碰到所有的 lock_type 都是 RECORD ,也就是行级夹住。

CREATE TABLE 于大yes于大 (

于大id于大 bigint(20) NOT NULL AUTO_INCREMENT,

于大name于大 varchar(45) DEFAULT NULL,

于大address于大 varchar(45) DEFAULT NULL,

PRIMARY KEY (于大id于大),

KEY 于大idx_name于大 (于大name于大)

) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=4 DEFAULT CHARSET=utf8mb4

都只将要数据资料如下:

策划职责 A,执行者如下关键字,且职责尚未呈交:

接着策划职责 B,执行者如下关键字:

可以碰到,不可能会被溢,丝滑。

这个结果适用本质,因为此时 name 现在有查看看了,在习呈交分级下,只可能会在 name 查看看上特具体日志的夹住,而不可能会特全表行夹住,因此职责 A、B 二者之间不可能会被溢。

此时日后起一个职责 C,执行者如下关键字:

可以碰到,起因了溢,此时详细信息夹住参与者信息:

可以碰到,夹住的查看看显然转成了 idx_name,lock_data 标示出夹住的是 yes 这个日志,id 为 1。

从结果看:在可以击毁二级查看看的但会,夹住的是相同的二级查看看。

我们再次做到试验中所。

将纸片所有职责呈交之当年。

重新启动职责 C 执行者所四支关键字,且尚未呈交职责:

接着,职责 D 执行者所四支关键字:

并不可能会起因溢,丝滑地弹出了数据资料。

执行者 name 一样的弹出,也不可能会溢。

所以在习呈交分级下,对弹出都不可能会产生溢。

关于 update 我就不试验中所了,和试验中所一的相差就是特夹住查看看代替成了 name 的查看看,其他展示出一致。

试验中所四:强制分级为可反复习,夹住定查看看四支的试验中所

都只将要数据资料如下:

在可反复习分级下,职责A执行者:

接着,职责 B 执行者:

此时起因了溢,详细信息夹住参与者信息:

这是在短期内之内的溢,因为按照 name 为查看看,yes这条日志是先以在之当年的(字母序),为了严以防幻习,可重习强制分级下可能会在相同日志当年后转到空隙夹住,而最初日志的弹出恰巧无需先以 yes 这条日志的当年头。

但是从网页结果来看此时lock_mode是日志夹住,且 lock_data 是 supremum,这又涉及到我的盲北区了,就让是之当年的日志弹出较为特殊?所以不是因为空隙夹住被溢,而是被最大日志行夹住溢?

此时把职责A、B都呈交了 ,然后我们日后执行者职责 C:

接着日后执行者职责 D:

此时的弹出不可能会被溢,因为职责 C 夹住的是日志 yes 左右的空隙和 yes 本身,而职责B呈交了,因此职责D弹出的不是被夹住定的一段距离。

如果此时职责 C 接着日后执行者:

则可能会被溢,我们看下夹住的参与者信息:

可以碰到,此时被溢的夹住是日志夹住+空隙夹住(next-key lock),这适用我们的本质和纸片的图,。

update我就不试验中所了,不是全表照相,只可能会根据查看看特夹住照相到的日志。

小结

在击毁查看看四支的当年提下,只可能会在查看看四支上特夹住。

如果此时在习已呈交分级下:

select..for update和update的所查看看的日志本身可能会被特上日志夹住,因此这个一段距离的弹出可能会被溢,其他一段距离的弹出则尚未阻碍。

如果此时在可反复习分级下:

select..for update和update的所查看看的日志在查看看一段距离当年后可能会被特空隙夹住,日志本身特日志夹住,因此这些一段距离的弹出可能会被溢,其他一段距离的弹出则尚未阻碍。

之当年

分了四个试验中所大类,一个做到了十三个试验中所。

还是才行有赚得的,惊喜就是看看寻了具体盲北区,之当年研究成果一下日后出一前言。

从试验中所来看,这里日后做到个类似之处的阐述:

夹住是发挥作用在查看看上的,因此如果能击毁二级查看看就在二级查看看上特夹住,不然就得不得不在聚簇查看看上特夹住。 不得不在聚簇查看看上特夹住,可能会避免全表照相式的特夹住。 在可反复习下,不论击毁哪个查看看,不论是select..for update还是update,只要被照相到的日志,都能被特夹住,不论否适用情况下,在职责呈交之当年才可能会囚禁。 在习呈交下,select..for update展示出出来的结果是照相到的日志可先特夹住,日后推论情况下,不适用就可先是囚禁,不无需等到职责呈交,而 update 的照相是可先推论否适用情况下,适用了才上夹住。

声明:以上试验中所是基于 MySQL 5.7.26 原版,传输汽缸为 InnoDB 。

这些试验中所我以当年花了三个工作日下午做到的,由于一段时间是大部分的,避免中所间试验中所出错,此后设置职责强制分级关键字有难题,避免我在差错的当年提下做到试验中所,试验中所结果不断地反弹我的本质,我整参与者都快搞覆灭了....

然后周六花了一天的一段时间重新思了一下,试验中所图很多,也许看了当年头就就让当年两道,要求混合着正确性路程看,这样对正确性可能会有更深刻的认识,但是有些试验中所正确性我是根据试验中所反常来推算的,我尚未去看看具体的官网详述,如有差错,恳求先为,如有困惑还劝自行试验中所,可以在评论北区协作一番。

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