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来自 网络数据库 2020-01-01 13:17 的文章
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新京葡娱乐场网址:InnoDB引擎逻辑存储结构,索

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表空间

表空间是Innodb存款和储蓄引擎逻辑的最高层,全数的多寡都存放在表空间中,暗中同意情状下,Innodb存储引擎有三个分享表空间ibdata1,即怀有数据都贮存在此个表空间中内。若是启用了innodb_file_per_table参数,则每张表内的数量足以单独置于一个表空间内,但请留神,独有数据、索引、和插入缓冲Bitmap放入单独表内,其余数据,例如回滚(undo卡塔尔(قطر‎新闻、插入缓冲检索页、系统事物新闻,三次写缓冲等要么放在原本的分享表内的。

6. 有的主题材料浅析

本条片段是笔者在攻读进度中发生的部分疑问,以致在职业中遭受的恐怕同事提及的某些主题素材,对此作者做了些调查钻探,总计了瞬间并增加了些本人的知晓,如有错误还请指正。

目录分歧

此间提一下目录不相同,就自己个人理解,在 MySQL插入记录的同期会更新配备的应和索引文件,依据上述的问询,在插入索引时,大概会存在索引的页的解体,因而会招致磁盘数据的位移。当插入的主键是随机字符串时,每一趟插入不会是在B 树的末段插入,每趟插入地方都以自由的,每一次都恐怕形成数据页的运动,而且字符串的仓库储存空间攻克也极大,那样重新创立索引不止作用低並且MySQL的载重也会极高,同不经常间还有恐怕会造成大气的磁盘碎片,磁盘碎片多了也会对查询形成一定的习性开支,因为存款和储蓄地点不总是以致越多的磁盘I/O,这便是干吗推荐定义主键为依次增加整型的一个原因, MySQL索引页默许大小是16KB,当有新记录插入的时候, MySQL会留下每页空间的1/16用今后后目录记录增进,制止过多的磁盘数据移动。

自增主键的弊病

对此高并发的光景,在InnoDB中遵照主键的各类插入可能会形成明显的争用,主键的上界会形成“销路好”,因为具备的插入都发出在此边,索引并发的插入只怕会招致间隙锁竞争,何为间隙锁竞争,下个会详细介绍;其余叁个缘由也许是Auto_increment的锁机制,在 MySQL管理自增主键时,当innodb_autoinc_lock_mode为0或1时,在不明了插入有多少行时,比方insert t1 xx select xx from t2,对于这一个statement的实践交易会开锁表,只有那几个statement实践完事后才会释放锁,然后别的插入技巧够继续施行,不过在innodb_autoinc_lock_mode=2时,这种情景不会设有表锁,但是只好保障具备并发推行的statement插入的记录是独一齐临时间自增的,不过每一个statement做的多行插入之间是不连续的。

优化器不选择索引选取全表扫描

比方一张order表中有朝气蓬勃道索引(order_id, goods_id卡塔尔(قطر‎,在这里例子上来证明这么些主题材料是从四个方面来讲:

  • 查询字段在目录中

select order_id from order where order_id > 1000,假如翻开其实行安排的话,发掘是用use index condition,走的是索引覆盖。

  • 查询字段不在索引中

select * from order where order_id > 1000, 此条语句询问的是该表全数字段,有风流浪漫部分字段并未在这联合索引中,由此走联合索引查询会走两步,首先通过联合索引分明相符条件的主键id,然后选择这一个主键id再去聚簇索引中去询问,然后拿走全数记录,利用主键id在聚簇索引中查询记录的进度是冬日的,在磁盘上就造成了离散读取的操作,借使当读取的记录相当多时(经常是百分百表的75%左右),那个时候优化器会采取直接选取聚簇索引,也正是扫全表,因为各类读取要快于离散读取,那也正是干吗日常不用区分度非常小的字段单独做索引,注意是单身因为运用此字段查出来的数据会非常多,有非常的大致率走全表扫描。

范围查询未来的准绳不走索引

依赖MySQL的询问原理的话,当处理到where的范围查询条件后,会将查询到的行全体重返到服务器端(查询实行引擎),接下去的尺度操作在服务器端进行管理,那也正是干什么约束条件不走索引的从头到尾的经过了,因为今后的基准过滤已经不在存款和储蓄引擎完结了。但是在 MySQL 5.6后头只要了二个新的职能index condition pushdown(ICPState of Qatar,这几个功用允许范围查询条件之后的条件继续走索引,不过须求有多少个前提条件:

  • 询问条件的首先个规格亟待时有边界的,比方select * from xx where c1=x and c2>x and c3<x,那样c3是能够走到目录的;
  • 支撑InnoDB和MyISAM存款和储蓄引擎;
  • where条件的字段供给在目录中;
  • 分表ICP功用5.7早先支持;
  • 使用索引覆盖时,ICP不起作用。

set @@optimizer_switch = "index_condition_pushdown=on" 开启ICP set @@optimizer_switch = "index_condition_pushdown=off" 关闭ICP

界定查询总计函数不遵照 MySQL索引最左原则

诸如成立一个表:

create table `person`(
`id` int not null auto_increment primary key,
`uid` int not null,
`name` varchar(60) not null,
`time` date not null,
key `idx_uid_date` (uid, time)
)engine=innodb default charset=utf8mb4;

当执行select count(*) from person where time > '2018-03-11' and time < '2018-03-16'时,time是能够用到idx_uid_date`的目录的,看如下的执行布署:

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内部extra标记use index表达是走索引覆盖的,通常意义来讲是 MySQL是回天无力支撑松散索引的,可是对于总括函数,是足以应用索引覆盖的,因此MySQL的优化器选用使用该索引。

分页offset值极大品质难题

在 MySQL中,分页当offset值非常的大的时候,质量会十三分的差,比方limit 100000, 20,须要查询100020条数据,然后取20条,放任前100000条,在这里个进度中生出了汪洋的率性I/O,那是性质相当糟糕的原故,为了解决这些主题材料,切入点便是压缩无用数据的询问,收缩随便I/O。 扫除的主意是运用索引覆盖,也正是扫描索引获得id然后再从聚簇索引中查询行记录,小编晓得有二种办法:

诸如从表t1中分页查询limit 1000000,5

  • 利用inner join

select * from t1 inner join (select id from t1 where xxx order by xx limit 1000000,5) as t2 using(id),子查询先走索引覆盖查得id,然后依据获得的id直接取5条得多少。

  • 选取范围查询条件来限定抽出的多少

select * from t1 where id > 1000000 order by id limit 0, 5,即利用规范id > 1000000在扫描索引是跳过1000000条记下,然后取5条就能够,这种管理格局的offset值便成为0了,但此种形式日常分页不能够用,但是能够用来分批取数据。

目录合併

SELECT * FROM tbl_name WHERE key1 = 10 OR key2 = 20;
SELECT * FROM tbl_name WHERE (key1 = 10 OR key2 = 20) AND non_key=30;
SELECT * FROM t1, t2 WHERE (t1.key1 IN (1,2) OR t1.key2 LIKE 'value%') AND t2.key1=t1.some_col;
SELECT * FROM t1, t2 WHERE t1.key1=1 AND (t2.key1=t1.some_col OR t2.key2=t1.some_col2);

对此如上的sql在 MySQL 5.0版本早先,借使尚未组建相应的同台索引,是要走全表扫描的,然而在 MySQL 5.1后引进了生龙活虎种优化战术为索引合併,可以在自然水准上运用表上的两个单列索引来定位钦定行,其规律是将对每一个索引的扫视结果做运算,总共有:交集、并集以致他们的咬合,然则索引归总并不是是生机勃勃种适于的拈轻怕重,因为在做索引归并时恐怕会开销多量的CPU和内部存款和储蓄器能源,日常用到目录合并的事态也从侧边反映了该表的目录供给优化。

从上海教室中得以见见表空间由段组成,家常便饭的段有数据段、索引段、回滚段等。因为InnoDB存款和储蓄引擎表是索引协会的,因而数据即索引,索引即数据。数据段即为B 树的叶子结点,索引段即为B 树的非索引结点。在InnoDB存款和储蓄引擎中对段的田间管理都以由引擎自个儿所产生,DBA不可能也没必要对其进行支配。

 

InnoDB数据页结构

InnoDB数据页布局如下图:

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其间File Header、Page Header、File Trailer的大大小小是定位的,分别为38,56,8字节,那么些空中用来标志该页的部分音信,如Checksum,数据页所在B 树索引的层数等。User Records、Free Space、Page Directory这个片段为实在的行记录存款和储蓄空间,由此大小是动态的。

1.File Header用来记录页的一些头音信,由表中8个部分构成,共占38字节。各部分代表音讯如下表所示:

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2.Page Header用来记录数据页的情事音讯,十六个部分构成,共占56字节。各部分代表消息如下表所示:

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3.Infimum和Supermum Record是InnoDB中五个虚构的行记录,用来界定记录的境界。Infimum记录是比该页中别的主键值都要小的值,Supermum是比其余大概大的值还要大的值。那五个记录在页成立时被确立,何况在其它景况下都不会被去除。下图显示了Infimum记录和Supermum记录:

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4.User Record和Free Space

User Record正是实在存款和储蓄行记录的原委。InnoDB存款和储蓄引擎表总是B 树索引协会的。Free Space指空闲空间,是链表数据布局,在一条记下被去除后,该空间会被投入到空闲链表中。
5.Page Directory

Page Directory中寄放了记录的对峙地点(是页相对地点实际不是偏移量卡塔尔,有的时候这么些记录指针称为Slots(槽卡塔尔(قطر‎只怕目录槽(Directory Slots卡塔尔(قطر‎。与此外数据库系统分裂的是,在InnoDB中并不是各种记录具有叁个槽,InnoDB存款和储蓄引擎的槽是二个疏散目录(sparse directoryState of Qatar,即一个槽中大概富含七个记录。伪记录的Infimum的n_owned值总是为1,记录Supermum的n_owned的取值范围为[1,8],别的用户记录n_owned的取值范围为[4,8]。当记录被插入或删除时索要对槽实行分化或平衡的保卫安全操作。

在Slots中著录依据索引键值顺序存放,那样能够动用二叉查找急迅找到记录的指针。要是有('i','d','c','b','e','g','l','h','f','j','k','a'卡塔尔(قطر‎,同期假使四个槽中带有4条记下,则Slots中的记录只怕是('a','e','i'卡塔尔国。

是因为在InnoDB存款和储蓄引擎中Page Directory是疏弃目录,二叉查找的结果只是叁个精短结果,由此InnoDB存款和储蓄引擎必得通过recorder header中的next_record来世袭搜寻有关记录。同不经常候,Page Directory很好地表明了recorder header中的n_owned值的含义,因为那一个记录并不包涵在Page Directory中。

B 树索引自个儿并无法找到切实可行的一条记下,能找到只是改记录所在的页。数据库把页载入到内部存款和储蓄器,然后经过Page Directory再开展二叉查找。只可是二叉查找的小运复杂度非常的低,同不经常候在内部存款和储蓄器中的寻觅十分的快,因而普通忽视那部分查找所用的岁月。

6.File Trailer
该部分是为着检查评定页是或不是业已完全地写入磁盘的(恐怕在写入进程中磁盘损坏、机器关机等State of Qatar。该部分占用8字节,前4字节代表该页的checksum值,后4字节和File Header中的FIL_PAGE_LSN相符。将这三个值与File Header中的FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM和FIL_PAGE_LSN值进行相比较,看是还是不是相符(checksum的可比需求通过InnoDB的checksum函数来比较,不是简简单单的等值比较卡塔尔,以此来承保页的欧洲经济共同体新。

4. SQL实行各类

以下的每一步操作都会变动四个设想表,作为下二个管理的输入,在这里个进程中,那个设想表对于客户都以晶莹的,只用最终一步实行完的设想表再次来到给客商,在管理过程中,未有的手续会直接跳过。

以下为逻辑上的实行种种:

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(1State of Qatarfrom:对左表left-table和右表right-table试行笛Carl积(a*b卡塔尔,变成设想表VT1;

(2卡塔尔(قطر‎ on: 对虚构表VT1开展on条件进行筛选,唯有切合条件的笔录才会插入到设想表VT第22中学;

(3State of Qatar join: 钦命out join会将未匹配行增添到VT2发出VT3,若有多张表,则会再一次(1卡塔尔~(3);

(4卡塔尔(قطر‎ where: 对VT3张开标准化过滤,形成VT4, where条件是从左向右执行的;

(5卡塔尔 group by: 对VT4开展分组操作获得VT5;

(6State of Qatar cube | rollup: 对VT5实行cube | rollup操作获得VT6;

(7卡塔尔国 having: 对VT6扩充过滤拿到VT7;

(8卡塔尔 select: 实施选取操作获得VT8,本身看来VT7和VT8应该是同大器晚成的;

(9State of Qatar distinct: 对VT8进展去重,获得VT9;

(10卡塔尔(قطر‎ order by: 对VT9扩充排序,获得VT10;

(11卡塔尔(قطر‎ limit: 对记录实行截取,获得VT十二回到给客户。

Note: on条件应用于连表过滤,where应用于on过滤后的结果(有on的话),having应用于分组过滤

(本片博文是《MySQL工夫内部原因 InnoDB存款和储蓄引擎第二版》的读书笔记State of Qatar

3. 聚簇索引和二级索引

3.1 聚簇索引

每个InnoDB的表都具有贰个目录,称之为聚簇索引,此索引中存款和储蓄着行记录,平日的话,聚簇索引是借助主键生成的。为了能够得到高品质的询问、插入和任何数据库操作,驾驭InnoDB聚簇索引是很有必要的。

聚簇索引依据如下法则成立:

  • 当定义了主键后,InnoDB会利用主键来生成其聚簇索引;
  • 设若未有主键,InnoDB会选用一个非空的独一索引来创制聚簇索引;
  • 假定那也从不,InnoDB会隐式的成立一个自增的列来作为聚簇索引。

Note: 对于选拔独一索引的风姿浪漫一是鲁人持竿定义独一索引的各种,而非表中列的各样, 同不经常候入选的有一无二索引字段会充作为主键,恐怕InnoDB隐式创立的自增列也足以充当主键。

聚簇索引全体是三个b 树,非叶子节点存放的是键值,叶子节点存放的是行数据,称之为数据页,那就决定了表中的数目也是聚簇索引中的风流罗曼蒂克局地,数据页之间是通过七个双向链表来链接的,上文提起B 树是大器晚成棵平衡查找树,也正是聚簇索引的数额存款和储蓄是平稳的,可是这些是逻辑上的平稳,可是在事实上在数额的情理存款和储蓄上是,因为数据页之间是通过双向链表来一而再再而三,假设物理存款和储蓄是各样的话,那维护聚簇索引的财力非常的高。

3.2 支持索引

除外聚簇索引之外的目录都能够称呼协助索引,与聚簇索引的区分在于援助索引的卡片节点中寄放的是主键的键值。一张表能够存在多少个援救索引,但是只好有一个聚簇索引,通过扶助索引来查找对应的航记录以来,需求张开两步,第一步通过扶植索引来分明相应的主键,第二步通过相应的主键值在聚簇索引中查询到相应的行记录,也正是进展一次B 树寻找。相反通过补助索引来查询主键的话,遍历壹回协助索引就能够明确主键了,也等于所谓的目录覆盖,不用回表(查询聚簇索引)。

创制协理索引,能够创制单列的目录,也正是用三个字段来创建索引,也能够用七个字段来创建副主索引称为一同索引,创制联合索引后,B 树的节点存款和储蓄的键值数量不是1个,而是四个,如下图:

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  • 一路索引的B 树和单键扶助索引的B 树是相近的,键值都以排序的,通过叶子节点能够逻辑顺序的读出具备的数量,比方上海教室所蕴藏的数量时,遵照(a,b卡塔尔这种情势(1,1卡塔尔,(1,2卡塔尔,(2,1卡塔尔国,(2,4卡塔尔国,(3,1卡塔尔国,(3,2卡塔尔进行存放,那样有个好处寄放的多少时排了序的,当实行order by对有个别字段举行排序时,能够减掉复杂度,加速举办查询;
  • 当用select * from table where a=? and ?能够应用索引(a,b卡塔尔国来增长速度查询,可是在查询时有三个尺度,sql的where条件的相继必需和二级索引意气风发致,并且还依据索引最左原则,select * from table where b=?则无从选取(a,b卡塔尔国索引来加速查询。
  • 赞助索引还恐怕有叁个定义就是索引覆盖,索引覆盖的三个益处便是支持索引不高含行记录,由此其尺寸远远低于聚簇索引,利用帮忙索引进行询问能够减少大气的IO操作。
Compact行记录格式

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上海体育场所正是Compact行记录的积攒情势。由图可以,首部是三个非NULL变长字段长度列表,何况是遵纪守法列的顺序逆序放置的,长度为:

  • 若列的长度小于255字节,用1字节表示;
  • 若高于255字节,用2字节表示。

变长字段的长度最大不得以抢先2字节,因为在MySQL中VARCHAEnclave类型的最大尺寸限定为65535。变长字段之后的第三个部分是NULL标志位,提醒了该行数据中是还是不是有NULL值,有则用1意味着,占1字节。接下来是记录头音讯,固定占用5字节。每位的意义见下表

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末尾的某些正是实际存款和储蓄每种列的数码。NULL不占该部分其余空间,即NULL除了占用NULL标记位,实际存款和储蓄不占用任何空间。别的有一些急需潜心的是,每行数据除了客商定义的列外,还会有五个隐蔽列,事务ID和回滚指针列,分别为6字节和7字节的大小。若InnoDB表未有定义主键,每行还有恐怕会追加二个6字节的rowid列。

1. InnoDB表结构

此小结与索引其实未有太多的涉及,然而为了便利理解索引的剧情,增加此小结作为选配知识。

1.1 InnoDB逻辑存储布局

MySQL表中的全部数据被储存在三个上空内,称之为表空间,表空间内部又能够分为段(segment卡塔尔(قطر‎、区(extentState of Qatar、页(page卡塔尔、行(row卡塔尔国,逻辑结构如下图:

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  • 段(segment)

表空间是由分裂的段组成的,不足为奇的段有:数据段,索引段,回滚段等等,在 MySQL中,数据是依据B 树来囤积,因而数据即索引,由此数据段即为B 树的叶子节点,索引段为B 树的非叶子节点,回滚段用于存款和储蓄undo日志,用于职业失败后数据回滚以至在作业未提交早前经过undo日志获取以前版本的数额,在InnoDB1.1版本早先多个InnoDB,只协助一个回滚段,扶持1025个冒出改正职业同有的时候间进行,在InnoDB1.2本子,将回滚段数量增进到了1贰拾捌个,也等于说能够并且展开128*10二十二个冒出校勘专业。

  • 区(extent)

区是由连接页组成的长空,各样区的定势大小为1MB,为保障区中页的一而再性,InnoDB会壹次从磁盘中申请4~5个区,在私下认可不减少的情事下,一个区方可包容六14个一连的页。但是在上马新建表的时候,空表的暗中同意大小为96KB,是出于为了赶快的运用磁盘空间,在开班插入数据时表会先采取三12个页大小的散装页来积累数据,当这么些碎片使用完后,表大小才会依据MB倍数来充实。

  • 页(page)

页是InnoDB存款和储蓄引擎的超级小管理单位,每页大小默许是16KB,从InnoDB 1.2.x版本发轫,能够使用innodb_page_size来更动页size,然则纠正只可以在伊始化InnoDB实例前行展修正,之后便力所不如张开改造,除非mysqldump导出创造新库,何足为奇的页类型有:数据页、undo页、系统页、事务数据页、插入缓冲位图页、插入缓冲空闲列表页、未压缩的二进制大对象页、压缩的二进制大对象页。

  • 行(row)

行对应的是表中的行记录,每页存款和储蓄最多的行记录也有硬性规定的最多16KB/2-200,即7992行(16KB是页大小,笔者也不理解为何要这么算,听新闻说是内核定义)

1.2 InnoDB行记录格式

InnoDB提供了三种格式来囤积行记录:Redundant格式、Compact格式、Dynamic格式、Compressed格式,Redudant格式是为着合作保留的。

Redundant行格式(5.0本子早前的格式)

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  • 字段长度偏移列表:存储字段偏移量,与列字段顺序相反寄放,若列长度小于255字节,用叁个字节表示,若高于255字节,用几个字节表示
  • 记录头音信:固定用6字节意味着,具体意思如下:

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隐蔽列:事务id和回滚列id,分别占领6、7字节,若此表未有主键,还有大概会大增6字节的rowid列。

Compact行格式(5.6版本的私下认可行格式State of Qatar

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  • 变长字段长度列表:此字段标志列字段的长度,与列字段顺序相反存放,若列长度小于255字节,用一个字节表示,若高于255字节,用七个字节表示,那也是 MySQL的VARCHA奥迪Q5类型最大尺寸约束为65535
  • NULL标记位:标记改列是还是不是有空字段,有用1意味,不然为0,该标记位长度为ceil(N/8卡塔尔国(此处是 MySQL技艺内部原因-InnoDB存款和储蓄引擎与官方文书档案有出入的地点);
  • 记录头音信:固定用5字节意味着,具体意思如下:

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  • 列数据:此行存款和储蓄着列字段数据,Null是不占存款和储蓄空间的;
  • 隐蔽列:事务id和回滚列id,分别攻陷6、7字节,若此表未有主键,还有恐怕会追加6字节的rowid列。

Note: 关于行溢出,即Redundant格式、Compact格式存款和储蓄十分长的字符串,在该字段会蕴藏该字符串的前7七11个字节的前缀(字段超越768字节则为变长字段),并将全方位字符串存款和储蓄在uncompress blob页中。

Dynamic格式(5.7版本暗中同意行格式卡塔尔国和Compressed格式

Dynamic格式和Compressed格式与Compact的分裂之处在于对于行溢出只会在该列处贮存20字节的指针,指向该字符串的实际存款和储蓄地方,不会储存768字节前缀,而且Compressed格式在存款和储蓄BLOB、TEXT、VARCHAWrangler等项目会选择zlib算法实行压缩,能够以超级高的蕴藏作用来存款和储蓄字符串。

1.3 InnoDB数据页构造

《 MySQL技能内部原因-InnoDB存款和储蓄引擎》书中对此有描述,不过应当不是太正确,书中犹如下描述,此处不做详细介绍,若有意思味请看此神书。

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目录社团表

InnoDB存款和储蓄引擎中,表都以按部就班主键顺序组织贮存的,这种存款和储蓄方式的表称为索引协会表(index organized table卡塔尔国。InnoDB存款和储蓄引擎表中,每张表皆有个主键,若在开创表时未有显式定义主键则InnoDB存款和储蓄引擎会按如下方式选取依旧创制主键:

  • 先是判定表中是不是有非空的天下无双索引(Unique NOT NULL卡塔尔,假若有,则该列即为主键。(当表中有四个非空独一索引时,InnoDB存储引擎将筛选建表时首先个概念的非空独一索引为主键,注意是依附定义索引的逐个实际不是建表时列的逐一卡塔尔国。
  • 若果不符上述原则,则会自动创制叁个6字节高低的指针。

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