From 5f1ab4fc7d0efeab22d63c7b70ab6ccd60a44fc3 Mon Sep 17 00:00:00 2001 From: CyC2018 Date: Mon, 2 Nov 2026 01:31:14 +0800 Subject: [PATCH] =?UTF-8?q?Update=20=E5=AD=A6=E4=B9=A0=E8=B7=AF=E7=BA=BF?= =?UTF-8?q?=20-=20=E9=9D=A2=E8=AF=95=E5=86=B2=E5=88=BA.md?= MIME-Version: 1.0 Content-Type: text/plain; charset=UTF-8 Content-Transfer-Encoding: 8bit 同步笔记的更新，调整部分参考要点。 --- notes/学习路线 - 面试冲刺.md | 6 +++--- 1 file changed, 3 insertions(+), 3 deletions(-) diff --git a/notes/学习路线 - 面试冲刺.md b/notes/学习路线 - 面试冲刺.md index bb023d31..94ba7eba 100644 --- a/notes/学习路线 - 面试冲刺.md +++ b/notes/学习路线 - 面试冲刺.md @@ -128,7 +128,7 @@ 1. CAS 有内存地址 V、预期旧值 A、新值 B 三个操作数，只有 V 等于 A 时才写入 B，由处理器指令保证原子性（x86 上是带 lock 前缀的 cmpxchg）；ABA 指值从 A 变成 B 又变回 A，CAS 误以为没变，对无锁栈这类结构有害；用 AtomicStampedReference 给引用加版本号，每次修改加 1。 2. 无锁（Mark Word 末尾 01）；轻量级锁（00）：线程用 CAS 把 Mark Word 换成指向栈中 Lock Record 的指针，重入只多放一个 Lock Record；重量级锁（10）：其它线程 CAS 失败时膨胀为 ObjectMonitor，先自适应自旋，仍抢不到再阻塞；JDK 15 起默认禁用偏向锁，空闲的 ObjectMonitor 会被回收，对象恢复为无锁。 -3. ThreadLocalMap 的 Entry 对 key（ThreadLocal）是弱引用、对 value 是强引用；ThreadLocal 没有其它强引用时 key 被回收变为 null，value 仍被线程的 Map 引用，之后这个线程调用 set()、remove() 或没有直接命中的 get() 时可能顺带清理，线程池中的线程一直存活又没有触发清理时，value 就一直留着；用完在 finally 中调用 remove()，也能避免线程复用时读到上一个请求的值。 +3. ThreadLocalMap 的 Entry 对 key（ThreadLocal）是弱引用、对 value 是强引用；ThreadLocal 没有其它强引用时 key 被回收变为 null，value 仍被线程的 Map 引用，之后这个线程的 get()、set() 在查找途中遇到它，或者新增条目、remove() 删除已有条目时才可能顺带清理，线程池中的线程一直存活又没有触发清理时，value 就一直留着；用完在 finally 中调用 remove()，也能避免线程复用时读到上一个请求的值。 @@ -205,7 +205,7 @@ 1. 未提交读：三种都可能发生；提交读：解决脏读；可重复读：再解决不可重复读，按 SQL 标准仍可能幻读，InnoDB 用 MVCC 和 Next-Key Locks 在很大程度上避免；可串行化：三种都解决，并发度最低。 2. 修改时旧版本写入 Undo Log，经回滚指针连成版本链；ReadView 记录创建时未提交的事务列表、其中最小的 TRX_ID_MIN 和下一个要分配的 TRX_ID_MAX；版本的 TRX_ID 是自己的或小于 MIN 时可见，大于等于 MAX 或仍在列表中时不可见，就沿版本链找上一个版本；提交读每次快照读都新建 ReadView，可重复读在第一次快照读时创建、整个事务复用。 -3. 快照读（普通 SELECT）用 MVCC，复用的 ReadView 看不到其它事务新插入的行；当前读（FOR UPDATE、UPDATE、DELETE）加 Next-Key Lock，即记录锁加前面的间隙锁，其它事务无法往间隙中插入；非唯一索引的等值查询还要锁到下一条记录之间的间隙，唯一索引等值命中已有记录时只锁这一条；同一个事务中快照读和当前读混用时仍会出现幻读。 +3. 快照读（普通 SELECT）用 MVCC，复用的 ReadView 看不到其它事务新插入的行；当前读（FOR UPDATE、UPDATE、DELETE）加 Next-Key Lock，即记录锁加前面的间隙锁，其它事务无法往间隙中插入；非唯一索引的等值查询还要锁到下一条记录之间的间隙，唯一索引等值命中已有记录时只锁这一条；同一个事务中快照读和当前读混用时仍可能出现幻读。 @@ -228,7 +228,7 @@
参考要点 -1. 找：开启慢查询日志（long_query_time 线上调到 1 秒或更低），对比 Rows_examined 与 Rows_sent，用 mysqldumpslow 或 sys.statement_analysis 按语句归类；析：用 Explain、EXPLAIN ANALYZE 看是否索引失效、回表过多、filesort、连接列无索引，Lock_time 大时查锁冲突和长事务；改：例如建覆盖索引后从 237 ms 降到 20 ms，再核对执行计划并评估对写入的影响。 +1. 找：开启慢查询日志（long_query_time 线上常调到 1 秒左右，更小的值只短时间使用），对比 Rows_examined 与 Rows_sent，用 mysqldumpslow 或 sys.statement_analysis 按语句归类；析：用 Explain、EXPLAIN ANALYZE 看是否索引失效、回表过多、filesort、连接列无索引，Lock_time 大时查锁冲突和长事务；改：例如建覆盖索引后从 237 ms 降到 20 ms，再核对执行计划并评估对写入的影响。 2. undo log 由 InnoDB 写，记录旧版本，用于回滚和 MVCC；redo log 由 InnoDB 写，记录对数据页的修改，循环写，用于崩溃恢复；binlog 由 Server 层写，记录行修改或语句，追加写，用于主从复制和按时间点恢复；两阶段提交先写 redo log 进入 prepare，再写 binlog，最后 commit，崩溃后 prepare 的事务在 binlog 中有 Xid 就提交、否则回滚，保证主库数据与 binlog 一致，从库才不会不一致。 3. 跨分片的事务要用分布式事务，跨库连接拆成单表查询后在应用中合并，或用广播表、相同的分片规则避免跨库，自增主键要改用雪花算法等分布式 ID；不带分片键的查询要查所有分片，可用基因法、映射表或按另一维度再存一份；跨分片排序分页时每个分片都要返回前 N 页的数据，改用游标分页；扩容时用双写或订阅 binlog 迁移数据。