如何在mysql中查詢當(dāng)前數(shù)據(jù)上一條和下一條的記錄？我來(lái)講再看看這個(gè)問題吧：題主說(shuō)的查詢估計(jì)是這樣吧：select*returningawhereidof(selectidreturningb)這對(duì)這

如何在mysql中查詢當(dāng)前數(shù)據(jù)上一條和下一條的記錄？

我來(lái)講再看看這個(gè)問題吧：

題主說(shuō)的查詢估計(jì)是這樣吧：select*returningawhereidof(selectidreturningb)

這對(duì)這條sql語(yǔ)句它的執(zhí)行計(jì)劃反正并不是先查詢出b表的所有id,然后再與a表的id并且都很。

mysql會(huì)把of子去查詢轉(zhuǎn)換成成exists咨詢子網(wǎng)站查詢，所以它不好算不可同于這條sql語(yǔ)句：select*outsideawhereexists(select*acrossbwhere)

而exists具體子去查詢的執(zhí)行原理是:循環(huán)收起a表的每一條記錄與b表并且比較，也很的條件是.看a表的每條記錄的id是否在b表未知，假如必然就行直接返回a表的這條記錄。

exists查詢有什么弊端？

由exists想執(zhí)行原理不妨設(shè)，a表(外表)使用不了索引，可以全表掃描，是因?yàn)槭悄胊表的數(shù)據(jù)到b表查。但是前提是得建議使用a表的數(shù)據(jù)到b表中查（外表到里表中），順序是且固定死的。

怎么系統(tǒng)優(yōu)化？

建索引。只不過由上面分析可知，要建索引只能在b表的id字段建，又不能在a表的id上，mysql利用不上。

這樣的優(yōu)化軟件夠了嗎？還差一些。

導(dǎo)致exists網(wǎng)站查詢它的執(zhí)行計(jì)劃不能拿著a表的數(shù)據(jù)到b表查（外表到里表中），只不過可以在b表的id字段建索引來(lái)增強(qiáng)可以查詢效率。

但并不能不能反過來(lái)那著b表的數(shù)據(jù)到a表查，exists子去查詢的查詢順序是固定不動(dòng)死的。

我想知道為什么要再者？

是因?yàn)楹?jiǎn)單的方法可以不絕對(duì)的是反過來(lái)的結(jié)果又是一樣的的。這樣就又做引線了一個(gè)更細(xì)致的疑問：在雙方兩個(gè)表的id字段上都建有索引時(shí)，不知道是a表查b表的效率高，我還是b表查a表的效率高？

該如何及時(shí)系統(tǒng)優(yōu)化？

把查詢?nèi)绾涡薷某蒳nnerjoin連接到查詢：select*fromainnerjoinbonto（但是僅此夠，接著往下面看）

為啥不需要leftjoin和stopsjoin？

這時(shí)候表之間的再連接的順序就被固定不動(dòng)住了，

.例如左連接上應(yīng)該是前提是先查左表全表掃描，然后再一條條的到另外表去查詢，右連接同理。仍舊不是最好就是的選擇。

為什么不使用innerjoin就可以不？

innerjoin中的兩張表，如：ainnerjoinb，但換算不能執(zhí)行的順序是跟寫法的順序沒有半毛錢關(guān)系的，到了最后執(zhí)行也可能會(huì)會(huì)是b連接到a，順序并非單獨(dú)計(jì)算死的。如果on條件字段有索引的情況下，同時(shí)是可以建議使用上索引。

那我們又怎摸能明白a和b什么樣的執(zhí)行順序效率更高？

答：你可不知道，我也到底。誰(shuí)很清楚？mysql自己明白了。讓mysql自己去推測(cè)（查詢優(yōu)化軟件器）。詳細(xì)表的連接順序和使用索引情況，mysql查詢優(yōu)化器會(huì)對(duì)每種情況表現(xiàn)出成本評(píng)估，結(jié)果選擇最優(yōu)的那個(gè)做為負(fù)責(zé)執(zhí)行計(jì)劃。

在innerjoin的連接中,mysql會(huì)自己評(píng)估所在用a表查b表的效率高我還是b表查a表高，如果兩個(gè)表都建有索引的情況下，mysql同樣會(huì)評(píng)估在用a表?xiàng)l件字段上的索引效率高那就b表的。

而我們要做的那就是：把兩個(gè)表的連接條件的兩個(gè)字段都各自建立上索引，然后replicate再看看，欄里點(diǎn)想執(zhí)行計(jì)劃，看mysql到底借用了哪個(gè)索引，到最后再把就沒不使用索引的表的字段索引給去掉就行了。

詳解mysql數(shù)據(jù)庫(kù)死鎖如何打印到錯(cuò)誤日志及死鎖實(shí)驗(yàn)測(cè)試？

死鎖的概念

死鎖：死鎖就像是事務(wù)相互再等待對(duì)方資源，到最后連成環(huán)路倒致的。

相對(duì)于死鎖，數(shù)據(jù)庫(kù)處理方法：代價(jià)一個(gè)連接，可以保證另外個(gè)直接連接成功不能執(zhí)行。

發(fā)生了什么死鎖會(huì)回ERROR：1213錯(cuò)誤`提示，大部分的死鎖InnoDB存儲(chǔ)引擎本身也可以偵測(cè)到，不必須人為進(jìn)行干預(yù)。

注意：

InnoDB存儲(chǔ)引擎并應(yīng)該不會(huì)自動(dòng)回滾大部分的錯(cuò)誤異樣，像會(huì)堵塞章節(jié)里面的例子，但是死鎖檢測(cè)例外，發(fā)現(xiàn)自己死鎖后，InnoDB存儲(chǔ)引擎會(huì)立即更新操作一個(gè)事務(wù)，會(huì)回1213錯(cuò)誤。

死鎖的情形例子

eg1：

mysql死鎖和死鎖日志分析

mysql死鎖在內(nèi)死鎖日志分析

mysql死鎖包括死鎖日志分析

分析什么死鎖日志：

第一部分

從日志里我們事務(wù)1當(dāng)前還在執(zhí)行restoreinfo_userssetmobile18514656666wheremobile18514656620，該條語(yǔ)句正準(zhǔn)備申請(qǐng)表info_users的索引IDX_MOBILE的X鎖，所以我顯示lock_modeXwaiting

第二部分：

然后日志的下半部分那說(shuō)明了事務(wù)2當(dāng)前‘2.15億股的鎖'以及‘耐心的等待的鎖'：

從日志的HOLDS THE LOCKS(S)塊中發(fā)現(xiàn)事務(wù)2所屬索引IDX_MOBILE的X鎖，因此是留下記錄鎖（Record Lock）。該鎖是實(shí)際事務(wù)2在步驟2想執(zhí)行的version語(yǔ)句去申請(qǐng)的。

從日志的WAITING FORTHISLOCKneedBE GRANTED塊中這個(gè)時(shí)候事務(wù)2一直在先申請(qǐng)持有表info_area的索引GEN_CLUST_INDEX的X鎖，該鎖是deleteoutsideinfo_areawhereid1語(yǔ)句可以申請(qǐng)的。

eg2：

mysql死鎖包括死鎖日志分析

eg3：

mysql死鎖和死鎖日志分析

mysql死鎖在內(nèi)死鎖日志分析

mysql死鎖和死鎖日志分析

講死鎖日志：

第一部分

從日志里這個(gè)時(shí)候事務(wù)1當(dāng)前一直在不能執(zhí)行DELETEarounduserswhereuidbbb，該條語(yǔ)句一直在可以申請(qǐng)索引UID的X鎖，所以顯示lock_modeXwaiting

第二部分：

然后再日志的下半部分只能說(shuō)明了事務(wù)2當(dāng)前‘300499高瀾股份的鎖'以及‘靜靜的等待的鎖'：

從日志的HOLDS THE LOCKS(S)塊中找到了事務(wù)2所屬索引UID的X鎖，并且是留下記錄鎖（Record Lock）。該鎖是通過事務(wù)2在步驟2先執(zhí)行的delete語(yǔ)句去申請(qǐng)的。

從日志的WAITING FORTHISLOCKdidBE GRANTED塊中看到事務(wù)2一直在再申請(qǐng)2.15億股索引UID的S鎖，該鎖是upsertINTOusersVALUES(2,bbb)語(yǔ)句再申請(qǐng)的。rename語(yǔ)句在普通地情況下是會(huì)申請(qǐng)X鎖，可是這里直接出現(xiàn)了S鎖。這是因?yàn)閡id字段是一個(gè)索引，所以我execute語(yǔ)句會(huì)在插到前參與三次duplicatekey的檢查，為了使這一次去檢查順利，必須去申請(qǐng)S鎖防止其他事務(wù)對(duì)uid字段并且改。

那么為么該S鎖會(huì)一次呢？這是對(duì)同一個(gè)字段的鎖的申請(qǐng)是不需要去排隊(duì)的。S鎖前面有一個(gè)未申請(qǐng)完成的X鎖，所以S鎖可以耐心的等待，所以才形成了循環(huán)在等待，死鎖會(huì)出現(xiàn)了。

按照閱讀死鎖日志，我們是可以清楚地明白兩個(gè)事務(wù)不能形成了怎么樣才能的循環(huán)靜靜的等待，再善加講，就也可以搶綠燈斷定出循環(huán)等待的成因，也就是死鎖連成的原因。