方法1：select max(id) from tablename 方法2：select last_insert_id(); 在MySQL中，使用auto_increment类型的id字段作为表的主键，...但是在具体生成id的时候，我们的操作顺序一般是：先在主表中插入记录，然后获得自动生成的id，以它为基础插入从表的记录。这里面有个困 难，就是插入主表记录后，如何获得它对应的id。...下面通过实验说明： 1、在连接1中向A表插入一条记录，A表包含一个auto_increment类型的字段。 2、在连接2中向A表再插入一条记录。 ...的结果是相同的。 ...注：使用select last_insert_id()时要注意，当一次插入多条记录时，只是获得第一次插入的id值，务必注意！
学习时间 为了模拟实际编程情况，我们使用以下代码。比如有一个CRM系统，需要用户输入上报公司信息之后，通过API接口返回提示信息。 ?...代码比较简单，知识将 request 的 input 内容复制给 Company 模型的属性，然后调用 save 方法将数据存入。 那么，如果想要获取存入后数据条目的ID，如何返回呢？...其实，save 方法本身就是链式调用的，会返回当前的 Company 模型对象。...返回的是当前写入的条目的ID。...但是，如果是并发的系统，或者在流程处理中，没有使用 Company 模型进行数据操作，而是 DB::statement，DB::insert 这些，获取到的，可就不是最后的ID了。
工作中会遇到从数据库中随机获取一条或多条记录的场景，下面介绍几种随机获取的方法供参考。...RAND()*(SELECT MAX(id) FROM users)) AS id) AS t2 WHERE t1.id>=t2.id ORDER BY t1.id LIMIT 1; 此 sql 随机获取一条的时间是...随机获取一条记录推荐使用 第 2 种方法，在 30 万条记录时也只需 0.014s。...数据库中随机获取一条或多条记录_River106的博客-CSDN博客_mysql随机取一条记录 https://blog.csdn.net/angellee1988/article/details/103845533...MYSQL随机读取一条数据_shenzhou_yh的博客-CSDN博客_mysql 随机查询一条数据 https://blog.csdn.net/shenzhou_yh/article/details
大家好，又见面了，我是全栈君 一个php获取月中第一天和最后一天的函数,网上搜集的函数,不过这个函数感觉实现的有点繁琐了.本篇文章推荐阅读里也有一篇同样的函数,大家也可以看一下. /** * 获取指定月份的第一天开始和最后一天结束的时间戳...* * @param int $y 年份 $m 月份 * @return array(本月开始时间，本月结束时间) *//* 何问起 hovertree.com */ function mFristAndLast
数据库隔离级别有四种，应用《高性能mysql》一书中的说明： 然后说说修改事务隔离级别的方法： 1.全局修改，修改mysql.ini配置文件，在最后加上 1 #可选参数有：READ-UNCOMMITTED...本来默认也是这个级别 2.对当前session修改，在登录mysql客户端后，执行命令： 要记住mysql有一个autocommit参数，默认是on，他的作用是每一条单独的查询都是一个事务，并且自动开始...，自动提交（执行完以后就自动结束了，如果你要适用select for update，而不手动调用 start transaction，这个for update的行锁机制等于没用，因为行锁在自动提交后就释放了...，加锁后其他用户只能获取该表或行的共享锁，不能获取排它锁，也就是说只能读不能写 排它锁： 由写表操作加上的锁，加锁后其他用户不能获取该表或行的任何锁，典型是mysql事务中 start transaction...5）A再对user表查询，发现记录被修改 6）A对user表进行修改 7）B重新开始事务，并对user表同一条进行修改，发现修改被挂起，直到超时，但对另一条记录修改，却是成功，说明A的修改对user表加上了行共享锁
MysqlEventParser#findStartPositionInternalStep4：如果在启动时未手动设置初始解析位点，则从当前 binlog 日志最后的位点开始同步，其实现原理是向 MySQL...MysqlEventParser#findByStartTimeStamp Step2：然后从最后一个文件开始，尝试根据开始时间戳进行日志查找，等下会详细介绍如果从一个binlog日志定位 endposition...，一条日志日志进行匹配，每从master获取一个logevent，调用 SinkFunction 的 seek 方法。...SinkFunction#sink Step3：如果记录日志的时间戳大于等于待查找的时间戳，返回 false，停止在文件中的停止，是否继续查找其他文件取决在在当前文件中是否已查到符合条件的日志(LogEvent...)，即是否查找到小于或等于要查找的时间戳。
A事务做了操作 没有提交 对B事务来说 就等于没做 获取的都是之前的数据 但是 在A事务中查询的话 查到的都是操作之后的数据 没有提交的数据只有自己看得到，并没有update到数据库。...要记住mysql有一个autocommit参数，默认是on，他的作用是每一条单独的查询都是一个事务，并且自动开始，自动提交（执行完以后就自动结束了，如果你要适用select for update，而不手动调用...7）B表重新开始事务后，对user表记录进行修改，修改被挂起，直至超时，但是对另一条数据的修改成功，说明A的修改对user表的数据行加行共享锁(因为可以使用select) ? ...7）B重新开始事务，并对user表同一条进行修改，发现修改被挂起，直到超时，但对另一条记录修改，却是成功，说明A的修改对user表加上了行共享锁(因为可以select) ? ? ...3）B开始事务，并对记录做修改，因为A事务未提交，所以B的修改处于等待状态，等待A事务结束，最后超时，说明A在对user表做查询操作后，对表加上了共享锁 ?
如果你打算好好学习一下 MySQL，性能优化肯定是绕不过去一个问题。当你撸起袖子准备开始的时候，突然发现一个问题摆在眼前，本地数据库中没那么大的数据量啊，几条数据优化个毛线啊。...事实上并不是这样，虽然比起手动一条一条插入是快的多，但是，很有可能你在等待了一段时间后失去耐心，然后结束程序，不管你用哪种数据库连接池都一样，在百万数量级面前仍然慢的离谱。...第二种情况就是使用 MySQL 的批量插入方法，我们都知道 MySQL 支持一次性插入多条记录，就是下面这样的形式。...完整代码可在文末给出的 github 上获取。...最后成功生成用户记录 500 万条，订单记录 749 万多条。 速度还算能接受吧，马马虎虎吧。
从任何一条记录开始，一直往后遍历，都能到达当前索引页中的最后一条记录。 伪记录 伪记录指的是索引页中，不是由用户插入，而是 InnoDB 偷偷插入的记录。...这里的二分法，不仅要支持单点扫描区间，还要支持大于、大于等于、小于、小于等于这些范围扫描区间，不能找到一条满足扫描区间的记录之后就马上停下来，而是要等到 low 和 high 的值不满足循环条件，才能结束二分法查找的过程...如果是，顺序查找过程结束。 如果不是，继续读取下一条记录，并判断是否是扫描区间的第一条记录，依此类推，直到要读取的下一条记录是 high 槽中的最大记录，查找过程结束。...二分法查找过程中，已经确定了扫描区间左端点值 700 在槽 6中，所以，在顺序查找过程中，不需要读取 id = 81 这条记录（槽 5的最后一条记录），而是从这条记录的下一条记录，也就是槽 6 的第一条记录开始...二分法查找过程中，已经确定了第一条记录在槽 7 的范围内，所以，在顺序查找过程中，不需要读取 id = 606 这条记录（槽 6 的最后一条记录），而是从这条记录的下一条记录，也就是槽 7 的第一条记录开始
这里的版本号并不是实际的时间值，而是系统版本号。 每开始新的事务，系统版本号都会自动递增。事务开始时刻的系统版本号会作为事务的版本号，用来和查询每行记录的版本号进行比较。...表会一条记录,记录该次改动的版本号,例如是1,则: ?...(即上述事务id为2的事务查询时，依然能读取到事务id为3所删除的数据行) 2) 创建版本号 小于或者等于 当前事务版本号 ，就是说记录创建是在当前事务中（等于的情况）或者在当前事务启动之前的其他事物进行的...事务在执行过程中发生错误，会被回滚（Rollback）到事务开始前的状态，就像这个事务从来没有执行过一样。 一致性：在事务开始之前和事务结束以后，数据库的完整性没有被破坏。...当其中一个事务提交/回滚比另一个事务慢的时候,另一个事务的更新则会丢失 该例子本人不能复现,可忽略 脏读（Dirty Reads） 一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务完成并提交前，这条记录的数据就处于不一致状态
# 查看最后(最新)一个binlog日志的编号名称，及其最后一个操作事件pos结束点(Position)值 +------------------+----------+--------------+-...常用参数： --start-datetime=datetime 从二进制日志中第1个日期时间等于或晚于datetime参量的事件开始读取。...--stop-datetime=datetime 从二进制日志中第1个日期时间等于或晚于datetime参量的事件起停止读。关于datetime值的描述参见--start-datetime选项。...--start-position=N 从二进制日志中第1个位置等于N参量时的事件开始读。 --stop-position=N 从二进制日志中第1个位置等于和大于N参量时的事件起停止读。...行模式(row level) binlog日志将会记录数据库中每一条的数据变更,例如当你delete 数据100万条时,会产生100万条记录,用于记录每一行数据的变更情况.
在 MySQL 中，limit X,Y 的查询中，X 值越大，那么查询速度也就越慢，例如以下示例：limit 0,10：查询时间大概在 20 毫秒左右。...limit 1000000,10：查询时间可能是 15 秒左右（1秒等于 1000 毫秒），甚至更长时间。所以，可以看出，limit 中 X 值越大，那么查询速度都越慢。...优化手段对于 MySQL 深度分页比较典型的优化手段有以下两种：起始 ID 定位法：使用最后查询的 ID 作为起始查询的 ID。索引覆盖+子查询。...而这个起始 ID 是上一次查询的最后一条 ID。...例如上一次查询的最后一条数据的 ID 为 6800000，那我们就从 6800001 开始扫描表，直接跳过前面的 6800000 条数据，这样查询的效率就高了，具体实现 SQL 如下：select name
可重复读 可重复读指的是在一个事务内，最开始读到的数据和事务结束前的任意时刻读到的同一批数据都是一致的。通常针对数据更新（UPDATE）操作。...transaction 开始，然后执行一系列操作，最后要执行 commit 操作，事务才算结束。...当然，如果进行回滚操作(rollback)，事务也会结束。 ? 需要注意的是，begin 命令并不代表事务的开始，事务开始于 begin 命令之后的第一条语句执行的时候。...，解决了脏读、可重复读、幻读的问题，但是效果最差，它将事务的执行变为顺序执行，与其他三个隔离级别相比，它就相当于单线程，后一个事务的执行必须等待前一个事务结束。...最后结果应该是哪个事务的结果呢，肯定要是时间靠后的那个对不对。
：每一条会修改数据的 SQL 语句会记录在 binlog 中。...ROW：不记录每一条 SQL语句的上下文信息，仅记录哪条记录被修改。...如下图所示： [恢复删除id等于1的数据.png] binlog 日志记录了我们对数据库的所有操作，包括语句提交前和提交后的偏移量，在数据恢复时会使用到这两个偏移量。...与单条数据不一样的是，对于表的偏移量，起始偏移量是创建表之前的开始偏移量，结束偏移量是删除数据库之前的最后一个结束偏移量。...通过查看 binlog 日志发现创建数据库pingtouge的开始偏移量为 219，删库之前的最后偏移量为 3861，有了这两个偏移量之后，执行： mysqlbinlog d:\Mysql-binlog
如果用户密码都没有问题，连接器就会获取该用户的权限，然后保存起来，后续该用户在此连接里的任何操作，都会基于连接开始时读到的权限进行权限逻辑的判断。...存储引擎通过主键索引的 B+ 树结构定位到 id = 1的第一条记录，如果记录是不存在的，就会向执行器上报记录找不到的错误，然后查询结束。...，也就是定位到 age > 20 的第一条记录； 存储引起根据二级索引的 B+ 树快速定位到这条记录后，获取主键值，然后进行回表操作，将完整的记录返回给 Server 层； Server 层在判断该记录的...reward 是否等于 100000，如果成立则将其发送给客户端；否则跳过该记录； 接着，继续向存储引擎索要下一条记录，存储引擎在二级索引定位到记录后，获取主键值，然后回表操作，将完整的记录返回给 Server...可以看到，没有索引下推的时候，每查询到一条二级索引记录，都要进行回表操作，然后将记录返回给 Server，接着 Server 再判断该记录的 reward 是否等于 100000。
或者小伙伴们可以提前预定我的新书《MySQL技术大全：开发、优化与运维实战》。好了，说了这么多，今天给大家分享一篇有关MySQL的经典面试题：如何以最高的效率从MySQL中随机查询一条记录？...面试题目 如何从MySQL一个数据表中查询一条随机的记录，同时要保证效率最高。 从这个题目来看，其实包含了两个要求，第一个要求就是：从MySQL数据表中查询一条随机的记录。...如果你通过EXPLAIN来分析这个 语句，会发现虽然MySQL通过建立一张临时表来排序，但由于ORDER BY和LIMIT本身的特性，在排序未完成之前，我们还是无法通过LIMIT来获取需要的记录。...，同时，在数据量大的情况下，也避免了ORDER BY所造成的所有记录的排序过程，因为通过JOIN里面的SELECT语句实际上只执行了一次，而不是N次（N等于方法二中的num_rows）。...我在最开始测试的时候，就是因为没有加上MIN(id)的判断，结果有一半的时间总是查询到表中的前面几行。
当 MySQL 中插入或更新一条记录时，必须包含一个字段用于保存字段的插入或更新时间。如此一来， Logstash 就可以实现每次请求只获取上次轮询后更新或插入的记录。...可以在每次轮询时只请求上次轮询后新增更新的记录； insertion_time，该字段用于一条记录插入时间，主要是为演示方便，对同步而言，并非必须； MySQL 操作 前面设置完成，我们可以通过如下命令插入记录...在每次轮询开始前，从 .logstash_jdbc_last_run 中读取，此案例中，即为 "unix_ts_in_secs" 的最近值。如此便可保证每次轮询只获取最新插入和更新的记录。...image.png 开始下一次的轮询，当前时间 T10。...而 modification_time 时间小于等于 T9 的记录才会被读取。最后，sql_last_value 也将被设置为 T9。
索引下推 为了给大家演示索引下推，我用 docker 安装了两个 MySQL，一个是 MySQL5.5.62，另一个是 5.7.26，因为索引下推是 MySQL5.6 中开始引入的新特性，所以这两个版本就可以给大家演示出索引下推的特点...在 MySQL5.5 中，由于没有索引下推，所以上面这个 SQL 的执行流程是这样的： 首先 MySQL 的 server 层调用存储引擎获取 username='1' 的第一条记录。...由于 username+age 组成的复合索引只是一个普通索引，并不是唯一索引（如果是唯一索引，那么这个查询就到此结束了），所以还需要继续去搜索有没有满足条件的记录。...从 MySQL5.6 开始引进的索引下推技术，做的就是这事。...找到记录后，存储引擎并不急着回表，而是继续判断这条记录的 age 是否等于 99，如果 age=99，再去回表，如果 age 不等于 99，就不去回表了，直接继续读取下一条记录。
如果下图所示： 这个前置服务执行时间较长，平均耗时10min+ 由于这个任务在入口方法上使用了事务，如果服务内的所有原子任务不全部执行完成，期间所有的变更就都不会被提交到MySQL，即服务未结束前，...这个服务要更新某条记录 这个服务要有数据库事务 这个服务要耗时 在服务全部完成后，再提交事务 需要步骤1.中的服务未结束前，也更新同一条记录。...，且更新id=1的记录 在/tasks/5min执行未结束前，触发/tasks/1服务：更新id=1的记录 同样的报错出现了！！！...Fix ：在更新同一条记录时，要尽可能快速提交变更到数据库 就本次的情况，将耗时任务的事务去掉了。 当前场景，虽然一个原子任务会有两次更新数据库，但都是同一条记录按id进行更新。...即同一个时间点，同一条数据在某个时间点有多个状态同时存在，是引发数据不一致的"坏味道" 一个事务使用不当的“坏味道”： ”犯错不是最可怕的，蠢才是” 所谓蠢，上面一春，下面两个虫。
对于更新操作, 更新前的记录同样会被保留, 只是标记删除....在MySQL中, 实际上每条记录在更新的时候都会同时记录一条回滚操作到undolog(undolog默认在mysql的data文件夹中)中....ReadView的时候会删除回滚日志, 即该undolog不再被需要, 但insert的undolog日志在事务结束后可以立即删除, 因为如果某个事务ID=100新增了一条记录，那么在这个事务版本之前这个记录是不存在的...RR与RC的区别就在于, RC每次查询都生成一个最新的ReadView, 而RR只生成一个 以下是一些较特殊的情况 [表格] RR隔离级别下的一致性读，不是以begin开始的时间点作为快照建立时间点，而是以第一条...会话A一开始查询不到name=update的记录, 接着会话B在第三步修改了将id=990这行记录的name修改为update, 生成了一条undolog记录, 同时也将990这行的事务id和undolog
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