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select * from (
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select id,num,rank from (
select heyf_tmp.id,heyf_tmp.num,@rownum:=@rownum+1 ,
if(@pdept=heyf_tmp.id,@rank:=@rank+1,@rank:=1) as rank,
@pdept:=heyf_tmp.id
from (
select id,num from (SELECT
t.OPERATE_LOG_USER_ID AS id,
t.OPERATE_SEARCH_WORD AS word,
COUNT(*)AS num
FROM
skp_operate_log AS t
WHERE
t.OPERATE_LOG_TIME
GROUP BY
id,
word
ORDER BY
num DESC)tt order by id asc ,num desc
) heyf_tmp ,(select @rownum :=0 , @pdept := null ,@rank:=0) a ) result
)ttt
where rank in(1,2)
首先搭建一个PHP环境,我用的wamp
然后比如你的数据库位置是本地localhost
数据库用户名是root
数据库密码是123456
数据库名是mydb
数据库里有个表mytab
有3个字段
id(主键) name sno
1 张三 123
2 李四 456
然后在项目根目录,新建一个文件:index.php
?php
//连接数据库
$con=mysqli_connect("localhost","root","123456","mydb");
//SQL语句
$sql="select * from mytab;";
//执行SQL语句,结果保存到$arr
$obj=mysqli_query($con,$sql);
$arr=mysqli_num_rows($result);
?
html
head
meta http-equiv="Content-Type" content="text/html; charset=UTF-8"
title实现最简单的php网页+mysql查询功能/title
/head
body
?php
echo "pre";
print_r($obj);
?
/body
/html
之后就能够看到结果了
表结构如下
id
uname
upwd
isdelete
注意:需要对密码进行加密。
如果使用md5加密,则密码包含32个字符。
如果使用sha1加密,则密码包含40个字符,这里使用这种方式。
md5加密方式:
sha1加密方式:
创建表
1)创建testLogin.py文件,引入hashlib模块、MysqlHelper模块。
2)接收输入。
3)根据用户名查询,如果未查到则提示用户名不存在。
4)如果查到则匹配密码是否相等,如果相等则提示登录成功,如果不相等则提示密码错误。
一个事务要更新一行,如果刚好有另外一个事务拥有这一行的行锁,会被锁住,进入等待状态。既然进入了等待状态,那么等到这个事务自己获取到行锁要更新数据的时候,它读到的值又是什么呢?
可重复读隔离级别下,事务在启动的时候就“拍了个整个库的快照”。如果一个库有100G,那么我启动一个事务,MySQL就要拷⻉100G的数据出来,这个过程得多慢啊。但是平时事务执行起来却是非常快的。不是全部拷贝出来那是怎么实现的呢?
InnoDB里面每个事务有一个唯一的事务ID,叫作transaction id。它是在事务开始的时候向InnoDB的事务系统申请的,是按申请顺序严格递增的。
而每行数据也都是有多个版本的。每次事务更新数据的时候,都会生成一个新的数据版本,并且把transaction id赋值给这个数 据版本的事务ID,记为row trx_id。同时,旧的数据版本要保留,并且在新的数据版本中,能够有信息可以直接拿到它。
数据表中的一行记录,其实可能有多个版本(row),每个版本有自己的row trx_id。
图中虚线框里是同一行数据的4个版本,当前最新版本是V4,k的值是22,它是被transaction id 为25的事务更新的,因此它的row trx_id也是25。语句更新会生成undo log(回滚日志),图中的三个虚线箭头,就是undo log。
按照可重复读的定义,一个事务启动的时候,能够看到所有已经提交的事务结果。但是之后,这个事务执行期间,其他事务的更新对它不可⻅。
一个事务只需要在启动的时候声明说,“以我启动的时刻为准,如果一个数据版本是在我启动之前生成的,就认;如果是我启动以后才生成的,我就不认,我必须要找到它的上一个版本”。
如果“上一个版本”也不可⻅,那就得继续往前找。如果是这个事务自己更新的数据,它自己还是要认的。
在实现上, InnoDB为每个事务构造了一个数组,用来保存这个事务启动瞬间,当前正在“活跃”的所有事务ID。“活跃”指的就 是,启动了但还没提交。数组里面事务ID的最小值记为低水位,当前系统里面已经创建过的事务ID的最大值加1记为高水位。 这个视图数组和高水位,就组成了当前事务的一致性视图(read-view)。而数据版本的可⻅性规则,就是基于数据的row trx_id和这个一致性视图的对比结果得到的。
InnoDB利用了“所有数据都有多个版本”的这个特性,实现了“秒级创建快照”的能力。
回到我们最开始的表格,看看最后执行的结果是多少。做如下假设:
事务A的视图数组就是[99,100], 事务B的视图数组是[99,100,101], 事务C的视图数组是[99,100,101,102]。为了简化分析,我先把其他干扰语句去掉,只画出跟事务A查询逻辑有关的操作:
第一个有效更新是事务C,把数据从(1,1)改成了(1,2)。这时候,这个数据的最新版本的row trx_id是102,而90这个版本已经成为了历史版本。 第二个有效更新是事务B,把数据从(1,2)改成了(1,3)。这时候,这个数据的最新版本(即row trx_id)是101,而102又成为了历史版本。
事务B的update语句,如果按照一致性读,好像结果不对哦?
事务B的视图数组是先生成的,之后事务C才提交,不是应该看不⻅(1,2)吗,怎么能算出(1,3)来?
事务B在更新之前查询一次数据,这个查询返回的k的值确实是1。 但是,当它要去更新数据的时候,就不能再在历史版本上更新了,否则事务C的更新就丢失了。因此,事务B此时的set k=k+1是在(1,2)的基础上进行的操作。 所以,这里就用到了这样一条规则: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” ( current read )。
在更新的时候,当前读拿到的数据是(1,2),更新后生成了新版本的数据(1,3),这个新版本的row trx_id是101。
所以,在执行事务B查询语句的时候,一看自己的版本号是101,最新数据的版本号也是101,是自己的更新,可以直接使用, 所以查询得到的k的值是3。
select语句如果加锁,也是当前读。
如果把事务A的查询语句select * from t where id=1修改一下,加上lock in share mode 或 for update,也都可以读到版本号是101的数据,返回的k的值是3。下面这两个select语句,就是分别加了读锁(S锁,共享锁)和写锁(X锁,排他锁)。
事务C’的不同是,更新后并没有⻢上提交,在它提交前,事务B的更新语句先发起了。前面说过了,虽然事务C’还没提交,但是(1,2)这个版本也已经生成了,并且是当前的最新版本。那么,事务B的更新语句会怎么处理呢?
两阶段锁协议,事务C’没提交,也就是说(1,2)这个版本上的写锁还没释放。 而事务B是当前读,必须要读最新版本,而且必须加锁,因此就被锁住了,必须等到事务C’释放这个锁,才能继续它的当前读。
回到最初的问题,事务的可重复读的能力是怎么实现的?
MySQL是一个关系型数据库管理系统,由瑞典MySQL AB 公司开发,目前属于 Oracle 旗下产品。MySQL 是最流行的关系型数据库管理系统之一,在 WEB 应用方面,MySQL是最好的 RDBMS (Relational Database Management System,关系数据库管理系统) 应用软件。
MySQL是一种关系数据库管理系统,关系数据库将数据保存在不同的表中,而不是将所有数据放在一个大仓库内,这样就增加了速度并提高了灵活性。
MySQL所使用的 SQL 语言是用于访问数据库的最常用标准化语言。MySQL 软件采用了双授权政策,分为社区版和商业版,由于其体积小、速度快、总体拥有成本低,尤其是开放源码这一特点,一般中小型网站的开发都选择 MySQL 作为网站数据库。
由于其社区版的性能卓越,搭配 PHP 和 Apache 可组成良好的开发环境。
由于MySQL是开放源码软件,对于一般的个人使用者和中小型企业来说,MySQL提供的功能绰绰有余,可以大大降低开发成本。
Linux作为操作系统,Apache 或Nginx作为 Web 服务器,MySQL 作为数据库,PHP/Perl/Python作为服务器端脚本解释器。由于这四个软件都是免费或开放源码软件(FLOSS),因此使用这种方式不用花一分钱(除开人工成本)就可以建立起一个稳定、免费的网站系统,被业界称为“LAMP“或“LNMP”组合。