mysql的併發處理機制_下篇
1 Innodb的鎖
在innodb中,有4種類型的鎖:IX、X、IS及S鎖,其說明如下:型別 | 說明 | 場景 |
S | 共享鎖 | 針對於RS隔離級別的查詢或者新增Lock in share mode的SELECT查詢而產生的鎖 |
X | 排它鎖 | 針對於update、delete、insert操作而產生的鎖 |
IS | 意向共享鎖 | 表級別的鎖,在新增S鎖之前對錶格新增IS鎖 |
IX | 意向排他鎖 | 表級別的鎖,在新增X鎖之前對錶格新增IX鎖 |
1.1 鎖定相容情況
四個鎖之間的相容性,需要分成兩種情況來討論,鎖粒度小於表級別的鎖的相容情況,表級的鎖相容情況。- 鎖粒度小於表級別的鎖的相容情況
- 對於這兩行鎖的相容說明如下:
- 假設有一行資料,添加了行鎖S鎖,那麼這個行資料,可以提供給其他事務進行S鎖的申請和新增,但是不支援其他事務對這一行進行X鎖的申請和新增。比如,事務A,對 pk100 這一行進行了 查詢操作並添加了S鎖,那麼其他事務仍然可以對這一行資料進行查詢,但是不能對這行資料進行 UPDATE 跟 DELETE 操作,會處於鎖等待情況,直到該事務A結束並釋放S鎖;
- 假設有一行資料,添加了X鎖,那麼這個行資料,不允許其他事務對這一行資料進行加鎖。比如,事務A,對pk100這一行進行了UPDATE操作,那麼其他事務在事務A沒有結束之前,都無法對這一行資料申請 S鎖。
- 對於表級別的鎖相容性如下:
- 當一個表格持有S表鎖時,不需要其他事務對該表格申請X鎖跟IX鎖,但是允許申請S跟IS鎖。比如,事務A對錶格tba全表讀,加了S表鎖,期間支援其他事務對tba全表讀(申請S表鎖成功)、支援其他事務對tba行資料查詢(申請IS表鎖成功),但是不支援對錶格全表的修改操作(申請X表鎖等待)跟不支援對錶格行資料修改操作(申請IX表鎖等待);
- 當一個表格持有X表鎖時,持有鎖期間,不支援其他所有鎖的申請;
- 當一個表格持有IS表鎖時,允許申請 S表鎖、IS表鎖、IX表鎖,但是不支援X表鎖申請。
- 比如,事務A對錶格tba 查詢了 id = 10(id為主鍵)這一行資料,這個時候,表格tba持有IS表鎖,id = 10 這一行持有 S 行鎖,期間,支援其他事務對 tba 全表查詢(申請表鎖S成功)或者 基於索引查詢(申請表鎖IS成功)
- 如果需要對行 id = 20 進行資料修改,則會先申請 tba 的表鎖 IX(申請成功),然後再申請id=20行鎖X (申請成功);如果需要對 id = 10 這一行資料進行修改,則會申請 tba的表鎖 IX(表鎖申請成功),然後申請 id = 10 的行鎖X(申請堵塞,因為 id = 10 正持有S鎖);
- 如果需要對錶格進行全表修改,需要申請表鎖(X鎖),這個時候,IS鎖的優勢來了,當查看錶格是否有其他事務在訪問操作時,一看錶鎖IS就知道有其他事務對錶格內部某些資料持有S鎖,並且還沒有釋放,那麼這個時候,申請X鎖就會處於等待狀態,而不需要一行一行去查詢每一行資料有沒有被其他事務持有鎖,可以大規模的減少查詢 鎖申請情況;
- 當一個表格持有IX表鎖時,支援申請IS、IX表鎖,但是不相容S、X表鎖。
- 比如,事務A對錶格 tba 中 id=10 (id為主鍵)進行進行 資料修改,這個時候,會對錶格 tba 先申請一個 IX 表鎖(申請成功),然後申請 id =10 的 X 行鎖,申請成功,則 事務A 持有 IX 表鎖、id=10的X 行鎖,此時事務B 查詢 id=20的行,申請表鎖 IS 成功,申請 id=20的 S 行鎖成功;事務C 修改 id=30的行資料,申請表鎖 IX 成功,申請 id=30的行鎖 X成功;但是,事務D中,對整個表格發起update或者全表SELECT操作,需要申請 X表鎖或者S表鎖,正常情況下,應該要對錶格的每一行資料進行檢視,確保每一行資料的行鎖情況,但是因為有了意向鎖,事務D一看到 tba 持有 了IX鎖,則明白,tba 中某些行持有X鎖,則會不相容其他事務對tba 表鎖S ,表鎖X的申請。
- 為什麼要引入意向表鎖?
- 在沒有意向鎖的時候,如果事務T 需要給表格 A 新增 一個S 表鎖,那麼就意味這這個表格內部的每一行資料,都不能有X鎖,才能夠申請 S 表鎖成功,如果表格資料很多,一行行查詢非常浪費加鎖時間,這個時候,就出現了表格意向鎖,當表格內部某些行發生 UPATE DELETE INSERT操作,則會對錶格 加上 一個意向 IX 表鎖,這樣 事務T在申請 表格A的 S 表鎖時,只需要檢查 表格 A 是否有 IX表鎖,如果有,則意味內部有 部分行資料持有X鎖,則直接進入等待情況,如果表格沒有 IX表鎖,則直接申請S表鎖成功,這是一個多麼節約加鎖時間的操作!
1.2 鎖的級別
- Table Lock
- 表鎖,如果沒有where條件、無可用索引或者獲取的行記錄過多,則會使用 table full scan,新增表鎖
- Record Lock
- 記錄鎖,如果執行計劃使用了索引,則會根據索引的查詢情況新增行鎖
- Gap Lock
- 在RR、RS隔離級別,發生在索引值之間,在連續的兩個索引值之間新增鎖,加鎖後,這兩個索引值之間,無法插入新的索引值,不包含行記錄
- Next-Key Lock
- Record Lock 跟Gap Lock的組合,合體成為Next-KEY Lock
1.3 鎖與隔離級別(不考慮 lock in shar mode跟for update )
- RU,讀未提交記錄,不加鎖讀,正常寫鎖;
- RC,快照讀,無鎖;當前讀,加 Record Lock
- RR,快照讀,無鎖;當前讀,對讀取到的記錄加 Record Lock,同時為了確保where條件範圍內的資料無變化,會增加Next key lock
- RS,讀寫均為當前讀,不支援快照讀。包括select 在內,對讀取到的記錄加 Record Lock,同時為了確保where條件範圍內的資料無變化,會增加Next key lock。
2 鎖的申請與釋放過程
看SQL語句的鎖情況,需要結合隔離級別、執行計劃、表結構等,同一個SQL,不同的隔離級別、表結構、執行計劃,其鎖情況不一定是一樣的! 本次模擬這3個表格,age列分別:無索引、有一般索引、有唯一索引。表結構結束及資料如下: CREATE TABLE tb_no_index ( id int primary key not null auto_increment, age int not null, name varchar(100) ); CREATE TABLE tb_index ( id int primary key not null auto_increment, age int not null, name varchar(100) KEY ix_age(age) ); CREATE TABLE tb_unique_index ( id int primary key not null auto_increment, age int not null,name varchar(100) UNIQUE KEY ix_age(age) ); INSERT INTO tb_no_index(age) values(2),(9),(21),(4),(7),(25); INSERT INTO tb_index(age) values(2),(9),(21),(4),(7),(25); INSERT INTO tb_unique_index(age) values(2),(9),(21),(4),(7),(25); 每個表格IX_age的索引行數就據如下圖展示:age | 2 | 4 | 7 | 9 | 21 | 25 |
id | 1 | 4 | 5 | 2 | 3 | 6 |
id | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 |
age | 2 | 9 | 21 | 4 | 7 | 25 |
name | null | null | null | null | null | null |
2.1 Read Uncommitted
所有事務隔離級別設定: set session transaction isolation level read Uncommitted ; RU是讀未提交,不新增 LOCK IN SHARE MODE 跟 FOR UPDATE 的 SELECT 語句,均為讀未提交,不加鎖,存在髒讀、不可重複讀及幻讀。 所有UPDATE、DELETE、INSERT獲取當前讀記錄,加鎖。表格 SQL | select * from tbname where age/id ... | update tbname set name=... where id = 4 | update tbname set name=... where age = 21 | update tbname set name=... where age between 5 and 15 |
tb_no_index | 讀不加鎖,讀未提交資料 可能有髒讀、不可重複讀及幻讀 | 當前讀,根據主鍵修改資料 tbname 加意向表鎖 IX id=4 加 行鎖 X | 表格的age列無索引,所以update過程中,全表加X鎖 支援semi-constent-read,如果有其他update語句修改其他行不堵塞,但是不支援 select ... for update | 同左 |
tb_index | 表格的age列有索引,update過程中 tb_index 加 表格意向鎖 IX age索引上面,age=21 行新增行鎖 X 再在主鍵上,給id=3 這一行資料,新增行數 X | 表格的age列有索引,update過程涉及age=7,9 兩行資料 tb_index 加表格意向鎖 IX age索引上面,age=7,age=9 行新增行鎖 X 再在主鍵上,給id=2,id=5 這一行資料,新增行數 X | ||
tb_unique_index | 同上 | 同上 |
2.2 Read Committed
所有事務隔離級別設定: set session transaction isolation level read committed ; RC是讀已提交,不新增 LOCK IN SHARE MODE 跟 FOR UPDATE 的 SELECT 語句,均為 快照讀,不加鎖,同個事務內讀取同一個版本的資料,可能非最新資料,但是不存在髒讀、不可重複讀及幻讀情況。 所有UPDATE、DELETE、INSERT獲取當前讀記錄,加鎖。 下表中,黃綠色 字型 是RC與RU隔離級別不同的地方,仔細閱讀分析結果可以知道,在 RU 跟 RC 間,最大的區別在於 SELECT 的查詢模式,RU 為 讀未提交,而 RC 為快照讀。UPATE/DELETE/INSERT的加鎖模式類同。表格 SQL | select * from tbname where age/id ... | update tbname set name=... where id = 4 | update tbname set name=... where age = 21 | update tbname set name=... where age between 5 and 15 |
tb_no_index | 快照讀,不加鎖 讀取的資料不一定是最新版本,但是事務內的所有查詢讀取資料都是同一版本的行資料,不存在髒讀、不可重複讀及幻讀的情況 | 當前讀,根據主鍵修改資料 tbname 加意向表鎖 IX id=4 加 行鎖 X | 表格的age列無索引,所以update過程中,全表加X鎖 支援semi-constent-read,如果有其他update語句修改其他行不堵塞,但是不支援 select ... for update | 同左 |
tb_index | 表格的age列有索引,update過程中 tb_index 加 表格意向鎖 IX age索引上面,age=21 行新增行鎖 X 再在主鍵上,給id=3 這一行資料,新增行數 X | 表格的age列有索引,update過程涉及age=7,9 兩行資料 tb_index 加表格意向鎖 IX age索引上面,age=7,age=9 行新增行鎖 X 再在主鍵上,給id=2,id=5 這一行資料,新增行數 X | ||
tb_unique_index | 同上 | 同上 |
2.3 Read Repeatable
所有事務隔離級別設定: set session transaction isolation level repeatable read ; RR隔離級別中,SELECT操作支援快照讀,所有的UPDATE/DELETE/INSERT加鎖,鎖型別會新增一個GAP LOCK。表格 SQL | select * from tbname where age/id ... | update tbname set name=... where id = 4 | update tbname set name=... where age = 21 | update tbname set name=... where age between 5 and 15 |
tb_no_index | 快照讀,不加鎖 讀取的資料不一定是最新版本,但是事務內的所有查詢讀取資料都是同一版本的行資料,不存在髒讀、不可重複讀及幻讀的情況 | 當前讀,根據主鍵修改資料 tbname 加意向表鎖 IX id=4 加 行鎖 X | 表格的age列無索引,所以update過程中 全表加X鎖,期間全表堵塞UPDATE\DELETE\INSERT | 同左 |
tb_index | 表格的age列有索引,update過程中 tb_index 加 表格意向鎖 IX age索引上面,age=21 行新增行鎖 X 再在主鍵上,給id=3 這一行資料,新增行數 X 你以為結束了!並沒有,這裡有趣了! 還會新增兩個gap lock ((9,2) ,(21,3)),((21,3), (21,25)) 這裡我們單獨拎出小表格來分析。 | 表格的age列有索引,update過程涉及age=7,9 兩行資料 tb_index 加表格意向鎖 IX age索引上面,age=7,age=9 行新增行鎖 X 再在主鍵上,給id=2,id=5 這一行資料,新增行數 X 同時會在索引 age的值上新增 3個 gap lock,分別為 ((4,4),(7,5))、((7,5),(9,2))、((9,2),(21,3)) | ||
tb_unique_index | 以為跟上面的加鎖範圍一樣,no no no 唯一索引列上 每一個age都是唯一的,也就是age=21只有一個,不會再INSERT一個新的 age =21進來,故在這裡不需要加gap lock,加鎖情況如下: tb_index 加 表格意向鎖 IX age=21 行新增行鎖 X age索引上面,age=21 行新增行鎖 X 再在主鍵上,給id=3 這一行資料,新增行數 X | 表格的age列有索引,update過程涉及age=7,9 兩行資料 tb_index 加表格意向鎖 IX age索引上面,age=7,age=9 行新增行鎖 X 再在主鍵上,給id=2,id=5 這一行資料,新增行數 X 同時會在索引 age的值上新增 3個 gap lock,分別為 ((4,4),(7,5))、((7,5),(9,2))、((9,2),(21,3)) 但是,範圍查詢新增到gap lock在其他情況下跟非唯一索引會有一些差別,可以看下錶的例子。 |
2.3.1 RR下的非唯一索引加鎖情況
update tbname set name=... where age = 21 還記得上篇文章說過 RR隔離級別可以防止 幻讀嗎?因為在RR隔離級別中,加多了next-key = record lock + gap lock,gap lock是加在索引值之間的鎖。也就是 當修改 age=21 的行資料時,除了 在 age=21 這一行新增 X record lock , 還在 ((9,2) ,(21,3)),((21,3), (21,25))這兩個age值得範圍內新增 gap lock。加鎖的情況是:tb_index新增 IX意向鎖,age索引上新增age=21的 x record lock,再在主鍵上的行記錄 id=5 新增 X record lock,同時在 age 值上新增兩個 gap lock,分別為((9,2) ,(21,3)),((21,3), (21,25))。 注意這裡有個誤區,很多小夥伴會認為,那麼這麼加gap鎖,則意味著,當update age=21這一列時, 9<age<25 ,這個範圍內,是不允許進行 UPATE/DELETE/INSERT的。這種推測實際上是不完整的,因為它沒考慮到跟主鍵!!! 注意,每次寫gap lock的時候,都是有加上主鍵值的。比如這裡,當更新 age=21這列時,加了 ((9,2) ,(21,3)),((21,3), (21,25)) 這兩個範圍的 GAP LOCK,那麼在當前update age=21的事務還沒有結束的情況下,假設有兩條修改SQL的語句: update tbname set age=9 where id = 1; update tbname set age=9 where age = 4; 這兩條SQL,是能夠正常執行,還是堵塞呢? innodb中,索引按照二叉樹排列順序,而這兩條SQL修改後在IX_AGE上的索引值分別為:(9,1)、(9,4),可以發現(9,1)在鍵值(9,2)的左邊,不在GAP LOCK的範圍內,所以,可以正常執行;而(9,4)在鍵值的右邊,剛好在GAP LOCK的範圍內,會被堵塞!總結:第一條UPDATE SQL,正常秩序;第二條UPDATE SQL會被堵塞。 所以,考慮GAP LOCK的時候,一定要注意結合整個索引鍵值來分析,而索引鍵值=索引值+主鍵。2.3.2 RR下的唯一索引加鎖情況
update tbname set name=... where age between .. and ... 因為唯一索引上面的索引鍵值都是唯一的,故不會出現重複值的插入的情況,下表羅列了同樣的 範圍查詢修改語句,在唯一索引及非唯一索引上加 GAP_LOCK的情況。 表格資料如下: 加GAP_LOCK的情況如下(注意注意,方便檢視,省略了主鍵值,實際上是需要新增上主鍵鍵值的):update tbname set name=... where age between 1 and 7 | update tbname set name=... where age between 2 and 7 | update tbname set name=... where age between 5 and 10 | update tbname set name=... where age between 15 and 50 | |
tb_index | (-∞,2),(2,4),(4,7),(7,9) | (-∞,2),(2,4),(4,7),(7,9) | (4,7),(7,9),(9,21) | (9,21),(21,25),(25,+∞) |
tb_unique_index | (-∞,2),(2,4),(4,7) | (2,4),(4,7) | (4,7),(7,9),(9,21) | (9,21),(21,25),(25,+∞) |
2.4 Read Serializable
所有事務隔離級別設定: set session transaction isolation level Serializable ;表格 SQL | select * from tbname where age/id ... | update tbname set name=... where id = 4 | update tbname set name=... where age = 21 | update tbname set name=... where age between 5 and 15 |
tb_no_index | 不支援快照讀,所有SELECT都是當前讀,所有SELECT操作都需要加S鎖,除主鍵定值查詢\唯一索引定值查詢外,其他基於索引或者主鍵的範圍查詢都會新增 S GAP LOCK。併發度是四個隔離級別中效能最差的。 | 當前讀,根據主鍵修改資料 tbname 加意向表鎖 IX id=4 加 行鎖 X | 表格的age列無索引,所以update過程中 全表加X鎖,期間全表堵塞UPDATE\DELETE\INSERT | 同左 |
tb_index | 表格的age列有索引,update過程中 tb_index 加 表格意向鎖 IX age索引上面,age=21 行新增行鎖 X 再在主鍵上,給id=3 這一行資料,新增行數 X 在age索引上 新增兩個gap lock ((9,2) ,(21,3)),((21,3), (21,25)) | 表格的age列有索引,update過程涉及age=7,9 兩行資料 tb_index 加表格意向鎖 IX age索引上面,age=7,age=9 行新增行鎖 X 再在主鍵上,給id=2,id=5 這一行資料,新增行數 X 同時會在索引 age的值上新增 3個 gap lock,分別為 ((4,4),(7,5))、((7,5),(9,2))、((9,2),(21,3)) | ||
tb_unique_index | 唯一索引列上 每一個age都是唯一的,也就是age=21只有一個,不會再INSERT一個新的 age =21進來,故在這裡不需要加gap lock,加鎖情況如下: tb_index 加 表格意向鎖 IX age=21 行新增行鎖 X | 表格的age列有索引,update過程涉及age=7,9 兩行資料 tb_index 加表格意向鎖 IX age索引上面,age=7,age=9 行新增行鎖 X 再在主鍵上,給id=2,id=5 這一行資料,新增行數 X 同時會在索引 age的值上新增 3個 gap lock,分別為 ((4,4),(7,5))、((7,5),(9,2))、((9,2),(21,3)) 但是,範圍查詢新增到gap lock在其他情況下跟非唯一索引會有一些差別,可以看下錶的例子。 |
表格 SQL | select * from tbname where id=5 | select * from tbname where id betwee 5 and 15 | select * from tbname where age=21 | select * from tbname where age betwee 5 and 9 |
tb_no_index | 主鍵定值查詢 表格tbname 新增 IS 意向鎖 id=5 新增 S鎖 | 主鍵範圍查詢 表格tbname 新增 IS 意向鎖 id=5,id=6 兩行資料 新增 S鎖 同時新增2個 S GAP LOCK ,分別為 ((5,7),(6,25))跟((6,25),+∞) | 全表查詢 表格 tbname 新增 IS 意向鎖 由於全表查詢,整個表格 再次新增 S 表鎖 | 全表查詢 表格 tbname 新增 IS 意向鎖 由於全表查詢,整個表格 再次新增S 表鎖 |
tb_index | ix_age索引查詢 表格tbname 新增 IS 意向鎖 索引上 age = 21 新增 S 行鎖 主鍵上 id=3 新增 S 行鎖 同時新增 2個 S GAP LOCK ,分別為 ((9,2) ,(21,3)),((21,3), (21,25)) | ix_age索引查詢 表格tbname 新增 IS 意向鎖 age索引上面,age=7,age=9 行新增行鎖 S 再在主鍵上,給id=2,id=5 這一行資料,新增行數 S 同時會在索引 age的值上新增 3個 S gap lock,分別為 ((4,4),(7,5))、((7,5),(9,2))、((9,2),(21,3)) | ||
tb_unique_index | ix_age索引查詢 表格tbname 新增 IS 意向鎖 索引上 age = 21 新增 S 行鎖 主鍵上 id=3 新增 S 行鎖 由於age列唯一,故不需要新增GAP LOCK | ix_age索引查詢 表格tbname 新增 IS 意向鎖 age索引上面,age=7,age=9 行新增行鎖 S 再在主鍵上,給id=2,id=5 這一行資料,新增行數 S 同時會在索引 age的值上新增 2 個 S gap lock,分別為 ((4,4),(7,5))、((7,5),(9,2)) |
3 SQL分析
相關推薦
mysql的併發處理機制_下篇
溫馨提示:下文有幾個表格長度較長,右下角的博文導航目錄會擋道,瀏覽時,可以點選 導航目錄的左下角按鈕收縮目錄: 1 Innodb的鎖 在innodb中,有4種類型的鎖:IX、X、IS及S鎖,其說明如下: 型別 說明 場景 S
mysql的併發處理機制_上篇
回來寫部落格,少年前端時間被django迷了心魄 1 什麼是MVCC MVCC全稱是: Multiversion concurrency control,多版本併發控制,提供併發訪問資料庫時,對事務內讀取的到的記憶體做處理,用來避免寫操作堵塞讀操作的併發
mysql的併發處理機制
在innodb中,有4種類型的鎖:IX、X、IS及S鎖,其說明如下: 型別說明 場景 S共享鎖 針對於RS隔離級別的查詢或者新增Lock in share mode的SELECT查詢而產生的鎖 X排它鎖 針對於update、delete、ins
Mysql的鎖機制與PHP文件鎖處理高並發簡單思路
三種 default [0 pda utf8 pen sql incr update 以購買商品舉例: ① 從數據庫獲取庫存的數量。 ② 檢查一下庫存的數量是否充足。 ③ 庫存的數量減去買家購買的數量(以每個用戶購買一個為例)。 ④ 最後完成購買。 僅僅這幾行邏輯代碼在並發
MySQL · 引擎特性 · B+樹併發控制機制的前世今生
前言 B+樹是1970年Rudolf Bayer教授在《Organization and Maintenance of Large Ordered Indices》一文中提出的[1]。它採用多叉樹結構,降低了索引結構的深度,避免傳統二叉樹結構中絕大部分的隨機訪問操作,從而有效減少了磁碟磁頭的尋道
MySQL多版本併發控制機制(MVCC)-原始碼淺析
前言 作為一個數據庫愛好者,自己動手寫過簡單的SQL解析器以及儲存引擎,但感覺還是不夠過癮。<<事務處理-概念與技術>>誠然講的非常透徹,但只能提綱挈領,不能讓你玩轉某個真正的資料庫。感謝cmake,能夠讓我在mac上用xcode去debug MySQL,從而能去領略它的
mysql大資料高併發處理(轉載)
mysql大資料高併發處理 釋出於2013-5-14 一、資料庫結構的設計 如果不能設計一個合理的資料庫模型,不僅會增加客戶端和伺服器段程式的程式設計和維護的難度,而且將會影響系統實際執行的效能。所以,在一個系統開始實施之前,完備的資料庫模型的設計是必須的。 在一個
mysql大資料高併發處理
一、資料庫結構的設計 如果不能設計一個合理的資料庫模型,不僅會增加客戶端和伺服器段程式的程式設計和維護的難度,而且將會影響系統實際執行的效能。所以,在一個系統開始實施之前,完備的資料庫模型的設計是必須的。 在一個系統分析、設計階段,因為資料量較小,負荷較低。我們往往只
SQL Server與MySQL在“存在則更新,不存在則插入”併發處理上的一些差異。
“存在則更新,不存在則插入的邏輯”併發情況下的處理 在sqlserver中: 在sqlserver中,是通過可序列化隔離級別+排它鎖的方式來鎖定一個範圍來實現的當前鎖定一個不存在的記錄的時候,sqlserver是通過範圍鎖來實現的,具體鎖定的範圍,表中已存在的資料和當前具體判斷的Id有關參考之前寫的一
mysql大資料高併發處理(優化)
一、資料庫結構的設計 如果不能設計一個合理的資料庫模型,不僅會增加客戶端和伺服器段程式的程式設計和維護的難度,而且將會影響系統實際執行的效能。所以,在一個系統開始實施之前,完備的資料庫模型的設計是必須的。 在一個系統分析、設計階段,因為資料量
mysql 資料庫處理高併發、 大資料量 .日常軍規
?6?1 來自一線的實戰經驗?6?1 每一軍規背後都是血淋淋教訓?6?1 丌要華麗,叧要實用?6?1 若有一條讓你有所受益,慰矣?6?1 主要針對資料庫開發人員總是在災難發生後,才想起容災的重要性;總是在吃過虧後,才記得曾經有人提醒過。目錄一.核心軍規(5)二.欄位類軍規(6)三.索引類軍規(5)四.SQL類
MySQL高效處理大量併發的資料庫連線方法
單機單MySQL伺服器處理資料庫連線請求利用多執行緒機制,但正如任何處理方式一樣都會有它的功能瓶頸。單機單MySQL伺服器如何提高處理瞬時成千上萬的資料庫連線請求呢?首先,我們從MySQL伺服器的工作原理出發來思考問題。MySQL伺服器利用多執行緒機制來充分發揮對多使用者訪問
openresty 併發處理mysql的一些配置
因為是自己除錯著玩,系統環境比較low,只是一個虛擬機器。 要測試併發,首先要將系統能支援的檔案描述符數更改,預設系統是1024。 修改的檔案為/etc/security/limits.conf 在底下增加一行* - nofile 100000 重啟系統。執行u
MySQL的事務機制和鎖(InnoDB引擎、MVCC多版本併發控制技術)
# 一、事務(資料庫的事務都通用的定義) ## 1.1 事務定義 事務是由一步或幾步資料庫操作序列組成邏輯執行單元,這系列操作要麼全部執行,要麼全部放棄執行。事務通常以 `BEGIN TRANSACTION` 開始,以`COMMIT` 或 `ROLLBACK` 操作結束: * `COMMIT
MySQL故障處理一例_Another MySQL daemon already running with the same unix socket
read mon 解決 roo blog local 啟動mysql style 處理 MySQL故障處理一例:“Another MySQL daemon already running with the same unix socket”。 [root@test-121
mysql事務處理
特殊 oot count-1 names 系列 種類 date ins 包括 MySQL的事務支持不是綁定在MySQL服務器本身,而是與存儲引擎相關1.MyISAM:不支持事務,用於只讀程序提高性能 2.InnoDB:支持ACID事務、行級鎖、並發 3.Berkeley
[轉]關於VC++ MFC中的空閑Idle處理機制!
normal 函數 系統 true check track cor idle 行處理 關鍵詞: 先根據空閑標誌以及消息隊列是否為空這兩個條件判斷當前線程是否處於空閑狀態(這個“空閑”的含義同操作系統的含義不同,是MFC自己所謂的“空閑”),如果是,就調用CW
mysql的鎖機制
自動啟動 升級問題 共存 技術 med lec 自動 style log MySQL有三種鎖的級別:頁級、表級、行級。 MyISAM和MEMORY存儲引擎采用的是表級鎖(table-level locking); BDB存儲引擎采用的是頁面鎖(page-levelloc
MySql時間處理
mark tracking 格式化 mysq 處理 進行 art -m ng- 非常多時候。我們在進行Mysql數據庫查詢的時候就希望對時間進行處理,比方格式化或者其它操作,這邊就避免了再處理。而mysql也有非常多時間方面的處理函數,今天就簡單的做一個小的總結,給大家
MySQL : 事務處理
int pre 開啟事務 特點 nbsp rollback code margin 數據 【事務】一組SQL語句操作單元,組內所有SQL語句,完成一個業務。 若整組成功,意味著組內的全部操作都成功; 反之,若其中任何一條語