找到 10121 篇相关文章
As part of the mass layoffs hitting Xbox, Doom developer id Software has laid off around 50 percent of its staff, according to Game Developer. One source claimed to the publication that the cuts equate to more than 90 redundancies. Another source said that id's QA department was significantly impacted. The report was published the […]
We're back with another installment of the DEV Weekend Challenge ! If you missed the earlier editions, these are short-form, high-energy challenges designed to fit right into your weekend. We're giving you the heads-up now so you can clear your schedule! How It Works Our challenge prompt will be revealed at launch. Follow #weekendchallenge for updates. You can also keep an eye on the DEV Weekend Challenge page or look out for the official announcement post from the DEV Team . From there, you'll have the entire weekend to build, document, and submit your project. That's all there is to it! Because our community spans every timezone on the planet, we've set the window so that everyone around the world gets at least a full weekend to participate. Important Dates Launch Time: July 10 at 2:00 AM UTC Submissions Due: July 13 at 6:59 AM UTC Here's what that looks like across a few timezones: Timezone Launch Time (Local) Submissions Due (Local) PDT Thursday, Jul 9 at 7:00 PM Sunday, Jul 12 at 11:59 PM EDT Thursday, Jul 9 at 10:00 PM Monday, Jul 13 at 2:59 AM GMT Friday, Jul 10 at 2:00 AM Monday, Jul 13 at 6:59 AM CEST Friday, Jul 10 at 4:00 AM Monday, Jul 13 at 8:59 AM IST Friday, Jul 10 at 7:30 AM Monday, Jul 13 at 12:29 PM JST Friday, Jul 10 at 11:00 AM Monday, Jul 13 at 3:59 PM AEST Friday, Jul 10 at 12:00 PM Monday, Jul 13 at 4:59 PM While the window technically spans more than 48 hours, our goal is to ensure everyone has a full, uninterrupted weekend to work on their project regardless of where they live. What else is happening? Mark your calendars for the upcoming Summer Bug Smash . Bug Smash - Register Now We can't wait to see what you build!
Male dragonflies' dramatic aerial combat maneuvers emerge from relatively simple vision-based rules.
HA dashboard cho Postgres replication: vì sao "có replica" không đồng nghĩa "đang HA", và cách để replica chết không âm thầm Streaming replication trong Postgres là một tunnel WAL từ primary sang standby: primary chạy một walsender cho mỗi standby, standby chạy một walreceiver nhận WAL và một startup process replay. Đau nhất trong vận hành không phải setup — mà là replica đã ngắt nhiều giờ mà không ai biết, tới lúc primary chết mới phát hiện HA thực ra là single-node từ tuần trước. HA dashboard là tập metric + alert được rút ra từ pg_stat_replication , pg_stat_wal_receiver , và pg_replication_slots để ép mọi trạng thái xấu — replica disconnect, replay đứng, slot pin WAL, sync standby biến mất — thành tín hiệu nhìn thấy được trước khi biến thành sự cố. Cơ chế hoạt động Trên primary, mỗi standby đang kết nối tạo ra một backend loại walsender — Postgres đọc WAL từ pg_wal/ (hoặc từ WAL buffers khi còn nóng) và stream qua replication connection. Trên standby, walreceiver nhận từng WAL record, ghi vào pg_wal/ local, fsync (tùy synchronous_commit ), rồi startup process apply record lên shared buffers — đây chính là replay. Bốn LSN xuất hiện trong luồng này và tương ứng với bốn cột trong pg_stat_replication : sent_lsn — byte cuối cùng primary đã gửi qua socket. write_lsn — byte cuối cùng standby đã write() vào OS page cache. flush_lsn — byte cuối cùng standby đã fsync xuống đĩa. replay_lsn — byte cuối cùng standby đã replay vào shared buffers (dữ liệu đã "thấy được" trên standby). Postgres docs quy định replay_lsn <= flush_lsn <= write_lsn <= sent_lsn <= pg_current_wal_lsn() — bốn "vạch" này chính là bốn nhịp của lag. Ba cột write_lag , flush_lag , replay_lag (kiểu interval ) là thời gian mà standby chậm hơn primary tương ứng với ba mốc write/flush/replay — được đo qua feedback message định kỳ từ standby. -- Trên primary: bức tranh đầy đủ cho một HA dashboard SELECT application_name , client_addr , state , -- streaming | catchup | startup | backup | stopping sync_state , --
WAL: vì sao Postgres bắt buộc ghi log trước data file, và lý do pg_wal/ đầy đĩa làm cluster ngừng nhận write WAL (Write-Ahead Log) là cơ chế durability lõi của Postgres: mọi thay đổi đối với heap, index, free-space map, visibility map đều phải được ghi xuống WAL và fsync trước khi data file tương ứng được phép flush ra đĩa . Nguyên tắc này, mô tả trong Postgres docs chương "Reliability and the Write-Ahead Log", là cái cho phép một transaction đã COMMIT thoả ACID-D dù OS crash hoặc mất điện ngay sau đó. Dev gặp WAL trong việc thật không phải vì cú pháp khó: gặp khi pg_wal/ đầy đĩa do một replication slot bị quên dọn, Postgres dừng nhận write với PANIC: could not write to file ... No space left on device , hoặc khi crash recovery sau OOM kéo mười mấy phút làm health check fail và load balancer cắt traffic. Cơ chế hoạt động Postgres không ghi thẳng vào data file mỗi khi có INSERT / UPDATE . Trang 8KB (heap page, index page) sống trong shared_buffers ; mỗi thay đổi tạo ra một WAL record mô tả delta đó (record type, relfilenode, block number, payload), append vào wal_buffers — một vùng shared memory nhỏ trước khi xuống đĩa. Tại thời điểm COMMIT , backend gọi XLogFlush() để write + fsync WAL tới hết byte chứa commit record; chỉ sau khi fsync trả về, Postgres mới ghi commit bit vào pg_xact và reply OK về client. Data page bẩn ở lại trong shared_buffers ; checkpointer sẽ flush chúng ra data file sau, không gắn với từng commit. WAL được tổ chức thành segment file kích thước cố định trong $PGDATA/pg_wal/ , mặc định 16MB mỗi segment (cấu hình lúc initdb --wal-segsize ). Vị trí trong WAL là LSN (Log Sequence Number) — số 64-bit, in dạng XXXX/XXXXXXXX , thực chất là byte offset từ đầu WAL của cluster. LSN tăng đơn điệu và là "đồng hồ" duy nhất Postgres tin cậy cho thứ tự ghi. -- Quan sát LSN tiến lên sau mỗi ghi SELECT pg_current_wal_lsn (); -- vd: 0/1A2B3C40 INSERT INTO t SELECT g FROM generate_series ( 1 , 1000 ) g ; SELECT pg_current_wal_lsn (); -- 0/1A2BE018 SELECT pg_wal_ls
Production lock analysis: vì sao pg_stat_activity một mình không đủ, và join với pg_locks mới ra root cause Lock contention trong Postgres hiếm khi báo bằng error — nó báo bằng wait_event_type = 'Lock' ở pg_stat_activity và bằng latency tăng từ phía application. Khi một incident xảy ra ("API treo, không ai biết tại sao"), thứ team cần trong 60 giây đầu là một bức tranh: PID nào đang đợi, đợi lock loại gì trên object nào, bị block bởi PID nào, PID block đó đang chạy query gì và đã giữ transaction bao lâu . pg_stat_activity một mình chỉ trả lời được nửa câu hỏi ("ai đang đợi"); pg_locks một mình chỉ trả lời nửa còn lại ("ai giữ gì"). Phải join hai view này — và bám theo pg_blocking_pids() — để dựng được blocking tree. Không có dashboard cho luồng dữ liệu này là lý do điển hình một production freeze kéo dài 30 phút thay vì 3 phút: incident commander phải mò ad-hoc bằng psql , gõ sai query, miss idle in transaction đang giữ AccessExclusiveLock của một migration nửa đời trước. Cơ chế hoạt động pg_locks là một view phơi nội dung trực tiếp của shared lock manager trong shared memory. Mỗi dòng là một lock request (đã granted hoặc đang chờ) thuộc một backend. Theo Postgres docs phần "System Views → pg_locks", các column then chốt: locktype ( relation , transactionid , tuple , virtualxid , advisory ...), relation (OID — join pg_class ), transactionid , virtualtransaction , pid (backend PID), mode ( AccessShareLock , RowExclusiveLock , ShareUpdateExclusiveLock , AccessExclusiveLock ...), granted (bool), fastpath (lock đi qua fast-path tránh shared lock manager), và waitstart (timestamp bắt đầu chờ — bổ sung sau v14, hữu ích để đo lock wait time mà không cần snapshot diff). pg_stat_activity là view phơi trạng thái runtime của mỗi backend: pid , usename , datname , application_name , client_addr , backend_start , xact_start , query_start , state ( active , idle , idle in transaction , idle in transaction (aborted) ), wait_event_type , wait_event , backend_xid , backend_xmin , qu
DDL lock: vì sao một ALTER TABLE 50ms vẫn đủ làm sập cả API trong giờ cao điểm DDL trong Postgres không phải "vài lệnh schema chạy nhanh". Hầu hết các form của ALTER TABLE , toàn bộ DROP TABLE , TRUNCATE , REINDEX , CLUSTER , VACUUM FULL , và cả REFRESH MATERIALIZED VIEW (không có CONCURRENTLY ) đều yêu cầu ACCESS EXCLUSIVE — lock mode mạnh nhất, xung đột với mọi mode khác kể cả ACCESS SHARE mà một SELECT thuần đọc cũng cần. Một DDL chạy 50ms vẫn có thể chôn cả service vài phút vì hai thứ Postgres làm theo design: lock được giữ tới hết transaction (không nhả sớm), và lock queue là FIFO — bên đến sau dù mode tương thích vẫn phải đứng sau bên đang đợi. "Migration chạy lúc giờ cao điểm, toàn bộ API treo 5 phút" gần như luôn là class incident này. Cơ chế hoạt động Mỗi lệnh DDL acquire một relation-level lock trên các object nó chạm, theo bảng mode cố định trong Postgres docs mục Explicit Locking . Có ba nhóm cần thuộc: ACCESS EXCLUSIVE — xung đột với mọi mode. Cấp bởi: phần lớn ALTER TABLE (kể cả những form không rewrite data), DROP TABLE , TRUNCATE , REINDEX (non-concurrently), CLUSTER , VACUUM FULL , REFRESH MATERIALIZED VIEW (non-concurrently), LOCK TABLE không kèm mode. Đây là lock "đông cứng" object. SHARE — xung đột với mọi mode ghi ( ROW EXCLUSIVE , SHARE UPDATE EXCLUSIVE , SHARE ROW EXCLUSIVE , EXCLUSIVE , ACCESS EXCLUSIVE ). Cấp bởi: CREATE INDEX (non-concurrently). Cho đọc đi qua, nhưng chặn mọi INSERT / UPDATE / DELETE — trên bảng OLTP nóng đó là downtime ghi. SHARE UPDATE EXCLUSIVE — xung đột với chính nó và các mode mạnh hơn, nhưng không xung đột với ROW EXCLUSIVE . Cấp bởi: CREATE INDEX CONCURRENTLY , REINDEX CONCURRENTLY , VACUUM (không FULL), ANALYZE , ALTER TABLE ... VALIDATE CONSTRAINT , ALTER TABLE ... SET STATISTICS , ALTER INDEX ... RENAME . Đây là mode "online maintenance": cho cả đọc lẫn ghi đi qua, chỉ tự khoá lẫn nhau. Quan trọng: lock giữ tới hết transaction , không có cách nhả sớm. BEGIN; ALTER TABLE ...; <30 phút làm việc khác>; COMMIT; giữ A
Lock trong Postgres: hai tầng heavyweight/lightweight, vì sao một ALTER đứng yên kéo theo cả service Postgres chia khoá thành hai tầng chạy song song. Heavyweight lock (Postgres docs gọi là "regular locks" hay table-level/row-level lock) giữ vai trò bảo vệ object logic — relation, tuple, transactionid — sống suốt một transaction, hiện ra trong view pg_locks và là loại mà application code "thấy" được. Lightweight lock (LWLock) bảo vệ các vùng nhớ chia sẻ bên trong server — buffer descriptor, WAL insert position, hash table của chính lock manager — chỉ ôm trong thời gian rất ngắn, không hiện trong pg_locks nhưng lộ ra qua wait_event_type = 'LWLock' ở pg_stat_activity . Hai tầng có hai cơ chế chờ khác nhau, hai loại sự cố production khác nhau, và nếu chỉ "biết row lock" thì sẽ bỏ qua hai class incident kinh điển: một ALTER TABLE đứng đợi ACCESS EXCLUSIVE làm đông cứng mọi SELECT đến sau nó, và LockManager partition LWLock thành điểm nghẽn khi đụng nhiều partition trong một query. Cơ chế hoạt động Heavyweight lock được quản lý bằng một hash table trong shared memory, chia thành nhiều partition để giảm contention (số partition là NUM_LOCK_PARTITIONS , set tại compile time). Mỗi entry ứng với một (locktag, mode) ; locktag là tuple (locktype, database, relation, ...) nhận diện object cần khoá. Tám lock mode trên relation chia thành ma trận xung đột cố định: ACCESS SHARE (cấp bởi SELECT ) xung đột duy nhất với ACCESS EXCLUSIVE (cấp bởi DROP TABLE , TRUNCATE , hầu hết ALTER TABLE , REINDEX , CLUSTER ); ROW EXCLUSIVE (cấp bởi INSERT / UPDATE / DELETE ) xung đột với SHARE trở lên; SHARE UPDATE EXCLUSIVE (cấp bởi VACUUM không-FULL, ANALYZE , CREATE INDEX CONCURRENTLY ) tự xung đột với chính nó — đó là lý do chỉ một autovacuum hoặc một CREATE INDEX CONCURRENTLY chạy mỗi lần trên cùng bảng. Ma trận này nằm trong docs Postgres mục Explicit Locking và là kiến thức nền cho mọi quyết định migration online. -- xem mode đang giữ trên một bảng SELECT pid , mode , granted , locktype , re
Transaction lifecycle trong Postgres: BEGIN mở state machine, COMMIT đóng — quên đóng là dò mìn Một transaction trong Postgres không phải chỉ là cặp BEGIN ... COMMIT cú pháp; nó là một state machine sống cùng connection. BEGIN đẩy connection từ idle sang active , mỗi statement kết thúc đẩy nó về idle in transaction đợi statement kế tiếp, một statement lỗi đẩy sang idle in transaction (aborted) , và chỉ COMMIT / ROLLBACK mới trả connection về idle . Dev gặp lifecycle này trong việc thật không phải vì cú pháp khó mà vì một BEGIN quên COMMIT trong một code path lỗi: connection nằm trong pool ở idle in transaction vô thời hạn, giữ snapshot và lock, chặn autovacuum , kéo lock chain, làm bảng update-nóng bloat dần rồi cả service chậm chết. Cơ chế hoạt động Mặc định mỗi connection ở autocommit mode : mỗi statement là một transaction tự đóng. BEGIN (hoặc START TRANSACTION ) tắt autocommit cho tới khi gặp COMMIT / ROLLBACK . Trong khoảng đó connection có một xid (cấp khi cần ghi) và một snapshot, và lifecycle của nó đi qua các trạng thái mà Postgres phơi ra trong pg_stat_activity.state : idle — connection mở, không có transaction nào đang chạy. active — đang thực thi một statement (kể cả ngoài transaction block). idle in transaction — đang trong transaction block, vừa chạy xong một statement, đợi statement kế tiếp hoặc COMMIT / ROLLBACK . idle in transaction (aborted) — đang trong transaction, một statement đã ném lỗi, mọi statement tiếp theo trả ERROR: current transaction is aborted, commands ignored until end of transaction block cho tới khi ROLLBACK . fastpath function call / disabled — ít gặp, không phải mục tiêu của bài này. -- t0: state = 'idle' BEGIN ; -- t1: state = 'idle in transaction' (vừa thực thi xong BEGIN, đợi statement kế) INSERT INTO orders ( user_id , total ) VALUES ( 42 , 100 ); -- trong lúc chạy: state = 'active' -- sau khi statement xong: state = 'idle in transaction' lại INSERT INTO orders ( user_id , total ) VALUES ( NULL , 100 ); -- ERROR: null value
Read Committed: snapshot mỗi statement, và vì sao hai SELECT trong cùng transaction có thể trả khác nhau READ COMMITTED là isolation level mặc định của PostgreSQL, và là level mà phần lớn workload OLTP đang chạy mà không biết. Khác với mô hình "transaction lấy một snapshot rồi giữ nguyên" mà nhiều dev tưởng tượng từ MVCC, ở Read Committed mỗi statement lấy một snapshot mới tại thời điểm statement bắt đầu , không phải tại thời điểm BEGIN . Hậu quả thực tế: hai SELECT liên tiếp trong cùng một transaction có thể trả về dữ liệu khác nhau nếu giữa hai lần đó có transaction khác commit. Đây là non-repeatable read — đúng spec của Read Committed, không phải bug — và là nguồn của một class lỗi rất hay gặp: code đọc một giá trị, ra quyết định, rồi cập nhật dựa trên giá trị đã đọc, trong khi giá trị thực tế đã thay đổi. Cơ chế hoạt động Một transaction ở Read Committed không có transaction-level snapshot . Khi mỗi statement (mỗi SELECT , UPDATE , DELETE , INSERT ... SELECT ...) bắt đầu thực thi, backend lấy một snapshot mới gồm xmin , xmax và xip list — chính cái snapshot quyết định row version nào "visible" theo MVCC. Statement chỉ thấy: row có xmin đã commit trước thời điểm statement bắt đầu , và xmax chưa tồn tại hoặc thuộc một transaction chưa commit / đã abort. Ngay sau khi statement kết thúc, snapshot đó bị bỏ. Statement kế tiếp lấy snapshot mới — nếu trong khoảng giữa có transaction khác commit, statement này sẽ thấy dữ liệu mới đó. -- T1 BEGIN ; -- KHÔNG lấy snapshot ở đây SELECT balance FROM accounts WHERE id = 1 ; -- snapshot S1 -> trả 1000 -- ... T2 chạy: UPDATE accounts SET balance=500 WHERE id=1; COMMIT; SELECT balance FROM accounts WHERE id = 1 ; -- snapshot S2 -> trả 500 COMMIT ; Với UPDATE / DELETE / SELECT ... FOR UPDATE / FOR NO KEY UPDATE / FOR SHARE , Read Committed làm thêm một bước đặc biệt mà SELECT thường không làm: nếu target row bị một transaction khác đang lock (chưa commit), statement đợi transaction đó kết thúc. Khi unblock: nếu transaction kia ROL
submitted by /u/c1rno123 [link] [留言]
There's a lot of info packed in the top area of an Android phone's screen
X is rolling out a new video editor and recorder for iOS with multilingual captions, green-screen effects, and other editing tools.
Discord says a bug affecting its safety system caused it to mistakenly ban more than 8,000 accounts since May. The platform's statement follows a wave of reports from users over the past week, who say they've been banned for posting images containing grids, such as chessboards, game textures, and even Minecraft inventories. Stanislav Vishnevskiy, Discord […]
Chemistry Ventures, the VC firm launched by Bessemer, Index Ventures, and Andreessen Horowitz alums, is raising $500M for its second fund.
Everyone does CV in Python/C++. I did it in Rust anyway – and it worked. 🦀 Libraries compared, code breakdown, and why I chose kornia‑rs submitted by /u/darryldias [link] [留言]
iRobot just announced its first-ever non-robotic floor cleaner. The $399 Roomba Electro Plus is a 5-in-1 hard-floor cleaner that combines vacuuming, mopping, and disinfecting, but you have to operate it yourself. The company also announced updates to its line of Roomba robot vacuums, launching five new models with higher suction power, smaller footprints, and lower […]
Microsoft is addressing a Windows 11 bug that caused a folder to take up several gigabytes of storage space. As spotted earlier by Windows Latest, Microsoft included the patch in its optional June 2026 update (KB5095093), which "improves disk space usage for the CapabilityAccessManager.db-wal file." The CapabilityAccessManager.db-wal file is installed on Windows 11 PCs by […]
Calw-Code is one of the fastest-growing repos in the world When Claude's source code was leaked, some developers studied it and recreated this AI. Claw--Code written mostly in Rust submitted by /u/Ok_Stomach6651 [link] [留言]
The U.S. Army has fixed two of its websites that were hacked to display messages calling President Trump a "pedophile" and a "thief."