MySQL全文索引的插入/更新在事务提交之前不会被处理。...> begin;mysql> insert into tf values(1,'数据库','MySQL是这个世界上最流行的数据库.')...;注：这里不要提交，执行：mysql> select * from tf where MATCH(title,body) AGAINST ('数据库' IN BOOLEAN MODE);你会发现查询结果为空...，但只要我commit提交，再执行上面的SQL，就可以看到结果。...mysql> commit;mysql> select * from tf where MATCH(title,body) AGAINST ('数据库' IN BOOLEAN MODE);你可以测试一下
dea中查看每行代码最后一个修改的人 鼠标放在哪行,哪行后面就会显示最后一个修改本行的人名字 插件 Intellij IDEA插件显示Git每个文件最后提交时间提交人
但session C要插入(7,7,7)，就会被session A的间隙锁(5,10)锁住。 这个例子中，lock in share mode只锁覆盖索引，但如果是for update就不一样了。...这例说明，锁是加在索引上的；同时，它给我们的指导是，如果你要用lock in share mode来给行加读锁避免数据被更新的话，就必须得绕过覆盖索引的优化，在查询字段中加入索引中不存在的字段。...所以session2要更新id=20这行会被阻塞。 session3要插入id=16，也会被阻塞。 按理说锁住id=20这行没必要，因为唯一索引扫描到id=15即可确定不用继续遍历。...)； session B 的update语句也要在索引c上加next-key lock(5,10] ，进入锁等待； 然后session A要再插入(8,8,8)这一行，被session B的间隙锁锁住。...在最后的案例中，你可以清楚地知道next-key lock实际上是由间隙锁加行锁实现的。
这个例子中，lock in share mode只锁覆盖索引，但如果是for update就不一样了。...这例说明，锁是加在索引上的；同时，它给我们的指导是，如果你要用lock in share mode来给行加读锁避免数据被更新的话，就必须得绕过覆盖索引的优化，在查询字段中加入索引中不存在的字段。...所以session2要更新id=20这行会被阻塞。 session3要插入id=16，也会被阻塞。 按理说锁住id=20这行没必要，因为唯一索引扫描到id=15即可确定不用继续遍历。...)； session B 的update语句也要在索引c上加next-key lock(5,10] ，进入锁等待； 然后session A要再插入(8,8,8)这一行，被session B的间隙锁锁住。...在最后的案例中，你可以清楚地知道next-key lock实际上是由间隙锁加行锁实现的。
，如果第一个事务不提交或者回滚的话，第二个事务一直等待直至mysql中设定的超时时间。...此时另一个事务插入(6,6),(9,9)和(11,11)都是不被允许的，只有在前一个索引5及5之前的索引和间隙才能执行插入(更新和删除也会被阻塞)。...最简单的一种情况：如果一个事务正在向表中插入值，则任何其他事务必须等待，以便第一个事务插入的行接收连续的主键值。...这就是经典的丢失更新问题，英文叫Lost Update，又叫提交覆盖，因为是最后执行更新的事务提交导致的覆盖。...还有一种更新丢失叫做回滚覆盖，即一个事务的回滚把另一个事务提交的数据给回滚覆盖了，但是目前市面上所有的数据库都不支持这种stupid的操作，因此不再详述。
自己被 事务隔离级别 及产生的错误 烦扰太多次了，最近在集中学mysql 要解决一下，mysql 的问题并重视起来。...所以记录一下 实验的过程： 话不多说： 实验环境： 自己的是本机mysql 8.0 使用Navicat 15 窗口来进行会话实验。...通过看别人的文章发现，现象是对的，需要我们在session1 中执行一次 更新或者删除操作，会发现影响到的是比之前多一行的， 比如本来4行，session 2插入了一行 现在就是5 行 ，但在***...处我们看到的就是4 行 ，说明insert 是已经插入成功的。...， 现象如下 image.png 只有当 session1 的事务提交后才会不堵塞，这条插入语句（当然dml 操做都不行）才能被执行了。
MySQL 默认会让其中一个事务等待另一个事务先执行完成再执行该事务。 他会先将数据锁定，就是给行或者数据加锁，确保在第一个事务执行完成之前，数据不会被其他事务修改。...两个事物试图更新相同的数据而我们不使用锁时，就会出现这种情况。 造成的结果：后面提交的数据会覆盖掉前面的提交。 但是这种情况 MySQL 会默认处理的，即放在队列中依次执行，所以一般我们不用考虑。...A 事务读取还没有提交时：另一个事务 B 却将 A 的还没有提交的数据当成了真实存在的数据，如果 A 最后提交了还好，如果 A 回滚了，那么 B 中的数据就是假的，也就是脏的，所以叫脏读。...后面提交的数据会覆盖掉前面的提交 - 2.脏读(无效数据读取): 读取到未提交的数据 A事务读取还没有提交时-另一个事务B却将A的还没有提交的数据当成了真实存在的,如果A最后提交了还好...对一个数据量很大的表做批量修改的时候，如果无法使用相应的索引，MySQL Server 过滤数据的的时候特别慢，就会出现虽然没有修改某些行的数据，但是它们还是被锁住了的现象。 2.
这种控制可以放在业务层，也可以放在数据库层，大多数数据库都支持这种需求，如Oracle的merge语句，再如本文所讲的MySQL中的INSERT ......该语句是基于唯一索引或主键使用，比如一个字段a被加上了unique index，并且表中已经存在了一条记录值为1，下面两个语句会有相同的效果： INSERT INTO table (a,b,c) VALUES...使用ON DUPLICATE KEY UPDATE，最终如果插入了一个新行，则受影响的行数是1，如果修改了已存在的一行数据，则受影响的行数是2，如果值不变，则受影响行数是0。 ...如果a=1 OR b=2匹配了多行，则只有一行会被修改。...ON DUPLICATE KEY UPDATE新增或修改t数据后，可以通过last_insert_id()方法返回最后自动生成的值，如果是多条，实际测试是返回第一条数据自增的值。
表级锁速度快，但冲突多，行级冲突少，但速度慢。因此，采取了折衷的页级锁，一次锁定相邻的一组记录。BDB 引擎（MySQL 5.5被弃用）支持页级锁。 行级锁：行级锁是最细粒度的锁，锁定表中的单个行。...那么，一个事务在持有 AUTO-INC 锁的过程中，其他事务的如果要向该表插入语句都会被阻塞，从而保证插入数据时，被 AUTO_INCREMENT 修饰的字段的值是连续递增的。...但是， AUTO-INC 锁再对大量数据进行插入的时候，会影响插入性能，因为另一个事务中的插入会被阻塞。...例如 id 列为主键或唯一索引列，那么 id 为 1 的记录行会被锁住。...，只有当锁状态为正常状态时，才代表事务成功获取到了锁），此时事务 B 就会发生阻塞，直到事务 A 提交了事务。
两个日志记录的顺序： 更新的行如果不在内存，从磁盘取出 -> 修改内存中的值 -> 写入redo-log状态为prepare -> 写binlog -> 提交事务redo-log进行commit 数据库的隔离级别...事务与隔离级别：更新数据都是先读后写的，而这个读，只能读当前的值，称为“当前读”；所以即使是可以重复读的隔离级别，更新数据时还是会进行当前读来保证别人已经提交的事务不被覆盖。...行锁：在InnoDB事务中，行锁是在需要的时候才加上的，但并不是不需要了就立刻释放，而是要等到事务结束时才释放。这个就是两阶段锁协议。...用法，lock in share mode用于两个表之间要保证一致性，a表的操作时要保证b表中的某条数据不能被修改； for update用于同一个表中的数据，a事务操作时不允许b事务进行修改。...当使用join的时候如果不能走索引的情况，那么mysql会使用BNL算法，将驱动表的数据和被驱动表的数据加载到内存中，并且使用join_buffer来进行合并操作，但是这样扫描行会变的非常的巨大，所以这个时候如果表的数据太多就不适合使用
MySQL在进行数据操作时，先将数据备份到undo段中，然后再进行数据的修改，这样未提交的数据会保存一份前镜像在undo中，同时数据行上的rollpointer指针指向undo段上的老数据，同时老数据由于有可能经过多次更新...所以对于undo实现的mvcc来说长事务或者大事务可能对数据库产生灾难的影响，如果一个事务长期不提交，那么大量的undo数据将一直保留，而且不能被清空覆盖。...另外一个是跑批，大批量的更新如果被异常中断，那么回滚需要将这个大操作反向再做一次，对数据库的消耗是非常大的。当然mysql对于delete做了一定优化，delete只是打了标识位。...我们知道pg没有undo表空间，通过将多版本的数据真实存储在数据页里来实现mvcc，读取一条未提交数据行会去读取以前的数据版本，而以前的数据版本不是存在于undo而是和真实数据一起存放在数据页中，过期的元组会不定期进行清理...不敢说pg的数据多版本和mysql的undo孰优孰劣，对于最大的诟病就是空间的膨胀，过期的数据页需要不定期清理，但是反过来想，如果把旧版本放在undo里岂不也是一样在事务提交后需要清理，而且undo限制死了最大使用的
◆ Action MySQL中，事务的支持是在引擎层的，然而MySQL原生的MyISAM引擎并不支持事务，因此逐渐被支持事务的InnoDB引擎所取代。 那你知道InnoDB引擎的由来吗？ ?...MySQL执行器先找InnoDB引擎读取id=1这一行的数据，InnoDB引擎直接用树查找主键id=1那条数据，如果数据所在页直接在内存中，那么直接返回，否则先从磁盘读取到缓存中再返回； 执行器获得数据后...而且两阶段提交一定是成功的写入了两个日志文件：redo log & binlog，只有这样事务才能提交，数据才能满足一致性原则。...binlog日志是持续追加写入的，不存在被覆盖一说。 binlog有两种模式，statement 格式的话是记sql语句， row格式会记录行的内容，记两条，更新前和更新后。...可重复读（repeatable read）：一个事务在执行过程中任何时候读取到的数据，总是和这个事务启动时候看到的数据是一致的。反过来，它对事务的变更一定是在提交后才能被别的事务读取到。
更新丢失（Lost Update）或脏写：当多个事务选择同一行并尝试更新该行时，由于各事务不知道其他事务的存在，可能导致最后的更新覆盖了其他事务的更新，造成更新丢失问题。...这样就不会出现不可重复读的问题。 我们在客户端A 中再执行一次更新操作，看看最后结果如何。...结果为 300，并没有变成 350，因为事务B 已经提交，这里的计算结果以 350 来计算的，所以数据一致性没有被破坏。...同样，如果客户端A 执行的是范围查询，那么查询范围的数据（包括行间隙范围，不能在范围内插入数据--间隙锁）都会被加上锁。...INFORMATION_SCHEMA 系统库中与锁有关的数据表 INNODB_LOCKS: 包含当前被锁定的 InnoDB 资源信息。
因为权限是先查询，因此当你处于连接中权限被修改后，你的权限不会立刻刷新，只有重新建立新的连接，才会查询你的权限，使用最新的权限。 （3）连接断开 经过步骤一和步骤二，就连接上了数据库。...第二点，查询缓存的失效非常频繁，当这张表被更新，那么这个表上所有的查询缓存都会被清空，所以对于频繁更新的表使用查询缓存，他的缓存命中率极低。...继续调用引擎 接口取下一行，直到取到这个表的最后一行。最后执行器将结果集返回 给客户端。...如果命中缓存： 大致过程相似，调用innoDB引擎接口取第一行数据会从索引叶的第一行 数据开始取数据判断，第二行会从索引叶的第二行数据判断。...一方面是上文中也提到了redo log日志大小是固定的，并且是循环写的，就会导致之前的日志数据会被覆盖不能持久保持，因此假如要恢复近期某一时刻的数据单单用于redo_log日志是没法完成的。
只有分配到行锁的事务才有权力操作该数据行，直到该事务结束，才释放行锁，而其他没有分配到行锁的事务就会产生行锁等待。...这里强调的是行锁的概念，虽然事务 B 重复插入了主键，但是在获取行锁之前，事务一直是处于行锁等待的状态，只有获取行锁后，才会报主键冲突的错误。...当然这种 Insert 行锁冲突的问题比较少见，只有在大量并发插入场景下才会出现，项目上真正常见的是 update&delete 之间行锁等待，这里只是用于示例，原理都是相同的。...磁盘问题导致的事务挂起 极少出现的情形，比如存储突然离线，SQL 执行会卡在内核调用磁盘的步骤上，一直等待，事务无法提交。...不需要监控脚本来获取到行锁等待情况。 3. 只需要访问 MySQL 就可以实现，而不需要访问服务器。 4. 性能开销较小，且不会暴涨，因为是循环覆盖写入的。 5. 可以知道每条 SQL 的运行时长。
持久性是指一个事务一旦被提交了，那么对数据库中的数据的改变就是永久性的，即便是在数据库系统遇到故障的情况下也不会丢失提交事务的操作。 数据库的三大范式 第一范式1NF 确保数据库表字段的原子性。....); 3、组合索引：在表中的多个字段组合上创建的索引，只有在查询条件中使用了这些字段的左边字段时，索引才会被使用，使用组合索引时需遵循最左前缀原则。...不是所有类型的索引都可以成为覆盖索引。覆盖索引要存储索引列的值，而哈希索引、全文索引不存储索引列的值，所以MySQL使用b+树索引做覆盖索引。...多版本比较好理解就是有多个版本，那么是指的什么有多个版本，这里指的是数据行，mysql中的数据行有多个版本，再看后面的并发控制，即对数据的行的读取和更新要并发控制，并发控制的目的是为了多线程下的数据安全...MVCC只有在读已提交和可重复读两种隔离级别下才有效。
如果只有session C自己被阻塞还没什么关系，但是之后所有要在表t上新申请MDL读锁的请求也会被session C阻塞。...根据两阶段锁协议，所有的操作需要的行锁都是在事务提交的时候才释放的。所以，如果把语句2安排在最后，比如按照3、1、2这样的顺序，那么影院账户余额这一行的锁时间就最少。...每当一个事务被锁的时候，就要看看它所依赖的线程有没有被别人锁住，如此循环，最后判断是否出现了循环等待，也就是死锁 如果所有事务都要更新同一行的场景，每个新来的被堵住的线程都要判断会不会由于自己的加入导致死锁...这样就确保了无法再插入新的记录 行锁分成读锁和写锁 跟间隙锁存在冲突关系的是往这个间隙中插入一个记录这个操作。间隙锁之间不存在冲突关系 这里sessionB并不会被堵住。...如果你要用 lock in share mode 来给行加读锁避免数据被更新的话，就必须得绕过覆盖索引的优化，在查询字段中加入索引中不存在的字段 4、案例三：主键索引范围锁 1.开始执行的时候，要找到第一个
3、读稳定性（Read Stability） 如果使用这种隔离级，在一个事务中所有被读取过的行上都会被加上NS锁，直到该事务被提交或回滚，行上的锁才会被释放。...4、可重复读（Repeatable Read） 是最严格的隔离级别，如果使用这种隔离级，在一个事务中所有被读取过的行上都会被加上 S 锁，知道该事务被提交或回滚，行上的锁才会被释放。...，其他程序只能读取该行 X 排他锁（eXclusive） IX 该行正在被某个程序修改，其他程序不能访问该行 W 弱排他锁（Weak eXclusive） IX 一行被插入表后，该行会加上 W 锁，只有锁的拥有者可以修改该行...下一键排他锁（NexteXclusive） IX 一行的数据被插入到索引或者从索引被删除时，该行的下一行会被加上 NX 锁，锁的拥有者可以读该行的数据但不能修改。...该锁与 X 锁类似，但与 NS 锁兼容 NW 下一键弱排他锁（NextWeak eXclusive） IX 一行的数据被插入到索引时，该行的下一行会被加上NW锁，锁的拥有者可以读但不能修改该行的数据，与
SQL 语句都会被当作一个单独的事务并自动提交： mysql> show session variables like 'autocommit'; +---------------+-------+ |...丢失修改 如上图，两个并发的事务 T1, T2 同时读表中的某条记录 total 得到 16， 并且对其进行修改，最终造成后提交的事务 T2 的修改结果覆盖了先提交的事务 T1 的修改结果，这种现象叫做丢失修改...，他们会被保存在 undo log 中。...每当我们插入或更新一行数据（删除被认为是更新的一种），InnoDB 会为这个事务分配一个唯一单调递增的事务ID，这个 ID会记录在这一行的 DB_TRX_ID 中，表示这一行数据的最新版本。...混合模式插入”，如果用户为多行“简单插入”中的某些行 (但不是所有行) 的AUTO_INCREMENT列提供显式值，InnoDB分配的自动增量值会多于要插入的行数。
对于持有读锁的事务，如果该数据只有它自己一个事务加了读锁，则允许直接将其升级为写锁，然后写入数据。 范围锁（Range Lock）：对于某个范围直接加排他锁，在这个范围内的数据不能被写入。...假如隔离级别是读已提交的话，由于事务T2持有数据的写锁，所以事务T1的第二次查询就无法获得读锁，而读已提交级别是要求先加读锁后读数据的，因此T1中的查询就会被阻塞，直至事务T2被提交或者回滚后才能得到结果...假如隔离级别是可重复读，事务T1施加的读锁在读取后不会马上释放，而是贯穿整个事务周期，所以事务T2无法获取到写锁，更新就会被阻塞，直至事务T1被提交或回滚后才能提交。...由于可重复读隔离级别没有加范围锁来禁止在该范围内插入新的数据，所以新的数据就在两次查询间隙中插入成功了。 最后我们发现两次查询结果不一样，第二次查询比第一次多了一行，就产生了幻行，这就是幻读的问题。...修改数据的SQL语句如下所示： update phones set price = 2100 where id = 1; 这里需要注意的是，原来的行会被复制到Undo Log中。
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