之前我见过有的业务设计依赖于自增主键的连续性，也就是说，这个设计假设自增主键是连续的。但实际上，这样的假设是错的，因为自增主键不能保证连续递增。
今天这篇文章，我们就来说说这个问题，看看什么情况下自增主键会出现 “空洞”？
为了便于说明，我们创建一个表t，其中id是自增主键字段、c是唯一索引。
自增值保存在哪儿？
在这个空表t里面执行
insert into t values(null, 1, 1);插入一行数据，再执行show create table命令，就可以看到如下图所示的结果：
AUTO_INCREMENT值可以看到，表定义里面出现了一个
AUTO_INCREMENT=2，表示下一次插入数据时，如果需要自动生成自增值，会生成id=2。其实，这个输出结果容易引起这样的误解：自增值是保存在表结构定义里的。实际上，表的结构定义存放在后缀名为.frm的文件中，但是并不会保存自增值。
不同的引擎对于自增值的保存策略不同。
MyISAM引擎的自增值保存在数据文件中。
InnoDB引擎的自增值，其实是保存在了内存里，并且到了MySQL 8.0版本后，才有了“自增值持久化”的能力，也就是才实现了“如果发生重启，表的自增值可以恢复为MySQL重启前的值”，具体情况是：- 在MySQL 5.7及之前的版本，自增值保存在内存里，并没有持久化。
- 在MySQL 8.0版本，将自增值的变更记录在了
redo log中，重启的时候依靠redo log恢复重启之前的值。
每次重启后，第一次打开表的时候，都会去找自增值的最大值
max(id)，然后将max(id)+1作为这个表当前的自增值。举例来说，如果一个表当前数据行里最大的id是10，
AUTO_INCREMENT=11。这时候，我们删除id=10的行，AUTO_INCREMET还是11。但如果马上重启实例，重启后这个表的AUTO_INCREMENT就会变成10。也就是说，MySQL重启可能会修改一个表的AUTO_INCREMENT的值。理解了MySQL对自增值的保存策略以后，我们再看看自增值修改机制。
自增值修改机制
在MySQL里面，如果字段id被定义为
AUTO_INCREMENT，在插入一行数据的时候，自增值的行为如下：- 如果插入数据时id字段指定为0、null 或未指定值，那么就把这个表当前的
AUTO_INCREMENT值填到自增字段；
- 如果插入数据时id字段指定了具体的值，就直接使用语句里指定的值。
根据要插入的值和当前自增值的大小关系，自增值的变更结果也会有所不同。假设，某次要插入的值是X，当前的自增值是Y。
- 如果X<Y，那么这个表的自增值不变；
- 如果X≥Y，就需要把当前自增值修改为新的自增值。
新的自增值生成算法是：从
auto_increment_offset开始，以auto_increment_increment为步长，持续叠加，直到找到第一个大于X的值，作为新的自增值。其中，
auto_increment_offset 和 auto_increment_increment是两个系统参数，分别用来表示自增的初始值和步长，默认值都是1。备注：在一些场景下，使用的就不全是默认值。比如，双M的主备结构里要求双写的时候，我们就可能会设置成auto_increment_increment=2，让一个库的自增id都是奇数，另一个库的自增id都是偶数，避免两个库生成的主键发生冲突。
当
auto_increment_offset和auto_increment_increment都是1的时候，新的自增值生成逻辑很简单，就是：- 如果准备插入的值>=当前自增值，新的自增值就是“准备插入的值+1”；
- 否则，自增值不变。
这就引入了我们文章开头提到的问题，在这两个参数都设置为1的时候，自增主键id却不能保证是连续的，这是什么原因呢？
自增值的修改时机
要回答这个问题，我们就要看一下自增值的修改时机。
唯一索引导致自增id不连续
假设，表t里面已经有了(1,1,1)这条记录，这时我再执行一条插入数据命令：
这个语句的执行流程就是：
- 执行器调用
InnoDB引擎接口写入一行，传入的这一行的值是(0,1,1);
InnoDB发现用户没有指定自增id的值，获取表t当前的自增值2；
- 将传入的行的值改成
(2,1,1);
- 将表的自增值改成3；
- 继续执行插入数据操作，由于已经存在
c=1的记录，所以报Duplicate key error，语句返回。
对应的执行流程图如下：
insert(null, 1,1)唯一键冲突可以看到，这个表的自增值改成3，是在真正执行插入数据的操作之前。这个语句真正执行的时候，因为碰到唯一键c冲突，所以
id=2这一行并没有插入成功，但也没有将自增值再改回去。所以，在这之后，再插入新的数据行时，拿到的自增id就是3。也就是说，出现了自增主键不连续的情况。
如下图所示就是完整的演示结果。
可以看到，这个操作序列复现了一个自增主键id不连续的现场(没有
id=2的行）。可见，唯一键冲突是导致自增主键id不连续的第一种原因。事务回滚导致的id不连续
同样地，事务回滚也会产生类似的现象，这就是第二种原因。
下面这个语句序列就可以构造不连续的自增id，你可以自己验证一下。
你可能会问，为什么在出现唯一键冲突或者回滚的时候，MySQL没有把表t的自增值改回去呢？如果把表t的当前自增值从3改回2，再插入新数据的时候，不就可以生成id=2的一行数据了吗？
自增值不能回滚原因
其实，MySQL这么设计是为了提升性能。接下来，我就跟你分析一下这个设计思路，看看自增值为什么不能回退。
假设有两个并行执行的事务，在申请自增值的时候，为了避免两个事务申请到相同的自增id，肯定要加锁，然后顺序申请。
- 假设事务A申请到了
id=2， 事务B申请到id=3，那么这时候表t的自增值是4，之后继续执行。
- 事务B正确提交了，但事务A出现了唯一键冲突。
- 如果允许事务A把自增id回退，也就是把表t的当前自增值改回2，那么就会出现这样的情况：表里面已经有
id=3的行，而当前的自增id值是2。
- 接下来，继续执行的其他事务就会申请到
id=2，然后再申请到id=3。这时，就会出现插入语句报错“主键冲突”。
而为了解决这个主键冲突，有两种方法：
- 每次申请id之前，先判断表里面是否已经存在这个id。如果存在，就跳过这个id。但是，这个方法的成本很高。因为，本来申请id是一个很快的操作，现在还要再去主键索引树上判断id是否存在。
- 把自增id的锁范围扩大，必须等到一个事务执行完成并提交，下一个事务才能再申请自增id。这个方法的问题，就是锁的粒度太大，系统并发能力大大下降。
可见，这两个方法都会导致性能问题。造成这些麻烦的罪魁祸首，就是我们假设的这个“允许自增id回退”的前提导致的。
因此，InnoDB放弃了这个设计，语句执行失败也不回退自增id。也正是因为这样，所以才只保证了自增id是递增的，但不保证是连续的。
自增锁的优化
可以看到，自增id锁并不是一个事务锁，而是每次申请完就马上释放，以便允许别的事务再申请。其实，在
MySQL 5.1版本之前，并不是这样的。接下来，我会先给你介绍下自增锁设计的历史，这样有助于你分析接下来的一个问题。
在
MySQL 5.0版本的时候，自增锁的范围是语句级别。也就是说，如果一个语句申请了一个表自增锁，这个锁会等语句执行结束以后才释放。显然，这样设计会影响并发度。MySQL 5.1.22版本引入了一个新策略，新增参数innodb_autoinc_lock_mode，默认值是1。- 这个参数的值被设置为0时，表示采用之前MySQL 5.0版本的策略，即语句执行结束后才释放锁；
- 这个参数的值被设置为1时：
- 普通insert语句，自增锁在申请之后就马上释放；
- 类似
insert … select这样的批量插入数据的语句，自增锁还是要等语句结束后才被释放；
- 这个参数的值被设置为2时，所有的申请自增主键的动作都是申请后就释放锁。
你一定有两个疑问：为什么默认设置下，
insert … select 要使用语句级的锁？为什么这个参数的默认值不是2？答案是，这么设计还是为了数据的一致性。
批量更新导致id不连续
我们一起来看一下这个场景：
在这个例子里，我往表t1中插入了4行数据，然后创建了一个相同结构的表t2，然后两个session同时执行向表t2中插入数据的操作。
你可以设想一下，如果session B是申请了自增值以后马上就释放自增锁，那么就可能出现这样的情况：
- session B先插入了两个记录，(1,1,1)、(2,2,2)；
- 然后，session A来申请自增id得到id=3，插入了（3,5,5)；
- 之后，session B继续执行，插入两条记录(4,3,3)、 (5,4,4)。
你可能会说，这也没关系吧，毕竟session B的语义本身就没有要求表t2的所有行的数据都跟session A相同。
是的，从数据逻辑上看是对的。但是，如果我们现在的
binlog_format=statement，你可以设想下，binlog会怎么记录呢？由于两个session是同时执行插入数据命令的，所以binlog里面对表t2的更新日志只有两种情况：要么先记session A的，要么先记session B的。
但不论是哪一种，这个binlog拿去从库执行，或者用来恢复临时实例，备库和临时实例里面，session B这个语句执行出来，生成的结果里面，id都是连续的。这时，这个库就发生了数据不一致。
你可以分析一下，出现这个问题的原因是什么？
其实，这是因为原库session B的insert语句，生成的id不连续。这个不连续的id，用statement格式的binlog来串行执行，是执行不出来的。
批量更新自增锁优化
而要解决这个问题，有两种思路：
- 一种思路是，让原库的批量插入数据语句，固定生成连续的id值。所以，自增锁直到语句执行结束才释放，就是为了达到这个目的。
- 另一种思路是，在binlog里面把插入数据的操作都如实记录进来，到备库执行的时候，不再依赖于自增主键去生成。这种情况，其实就是
innodb_autoinc_lock_mode设置为2，同时binlog_format设置为row。
因此，在生产上，尤其是有
insert … select这种批量插入数据的场景时，从并发插入数据性能的角度考虑，我建议你这样设置：innodb_autoinc_lock_mode=2 ，并且 binlog_format=row.这样做，既能提升并发性，又不会出现数据一致性问题。需要注意的是，我这里说的批量插入数据，包含的语句类型是
insert … select、replace … select和load data语句。但是，在普通的insert语句里面包含多个value值的情况下，即使
innodb_autoinc_lock_mode设置为1，也不会等语句执行完成才释放锁。因为这类语句在申请自增id的时候，是可以精确计算出需要多少个id的，然后一次性申请，申请完成后锁就可以释放了。也就是说，批量插入数据的语句，之所以需要这么设置，是因为“不知道要预先申请多少个id”。
既然预先不知道要申请多少个自增id，那么一种直接的想法就是需要一个时申请一个。
但如果一个
select … insert语句要插入10万行数据，按照这个逻辑的话就要申请10万次。显然，这种申请自增id的策略，在大批量插入数据的情况下，不但速度慢，还会影响并发插入的性能。因此，对于批量插入数据的语句，MySQL有一个批量申请自增id的策略：
- 语句执行过程中，第一次申请自增id，会分配1个；
- 1个用完以后，这个语句第二次申请自增id，会分配2个；
- 2个用完以后，还是这个语句，第三次申请自增id，会分配4个；
- 依此类推，同一个语句去申请自增id，每次申请到的自增id个数都是上一次的两倍。
举个例子，我们一起看看下面的这个语句序列：
insert…select，实际上往表t2中插入了4行数据。但是，这四行数据是分三次申请的自增id，第一次申请到了id=1，第二次被分配了id=2和id=3， 第三次被分配到id=4到id=7。由于这条语句实际只用上了4个id，所以
id=5到id=7就被浪费掉了。之后，再执行insert into t2 values(null, 5,5)，实际上插入的数据就是（8,5,5)。这是主键id出现自增id不连续的第三种原因。
今天，我们从“自增主键为什么会出现不连续的值”这个问题开始，首先讨论了自增值的存储。
在MyISAM引擎里面，自增值是被写在数据文件上的。而在InnoDB中，自增值是被记录在内存的。MySQL直到8.0版本，才给InnoDB表的自增值加上了持久化的能力，确保重启前后一个表的自增值不变。
然后，我和你分享了在一个语句执行过程中，自增值改变的时机，分析了为什么MySQL在事务回滚的时候不能回收自增id。
MySQL 5.1.22版本开始引入的参数innodb_autoinc_lock_mode，控制了自增值申请时的锁范围。从并发性能的角度考虑，我建议你将其设置为2，同时将binlog_format设置为row。我在前面的文章中其实多次提到，binlog_format设置为row，是很有必要的。今天的例子给这个结论多了一个理由。MySQL对自增主键锁做了优化，尽量在申请到自增id以后，就释放自增锁。因此，insert语句是一个很轻量的操作。不过，这个结论对于“普通的insert语句”才有效。也就是说，还有些insert语句是属于“特殊情况”的，在执行过程中需要给其他资源加锁，或者无法在申请到自增id以后就立马释放自增锁。
那么，今天这篇文章，我们就一起来聊聊这个话题。
自增id用完怎么办？
MySQL里有很多自增的id，每个自增id都是定义了初始值，然后不停地往上加步长。虽然自然数是没有上限的，但是在计算机里，只要定义了表示这个数的字节长度，那它就有上限。比如，无符号整型(unsigned int)是4个字节，上限就是2的32次-1。
既然自增id有上限，就有可能被用完。但是，自增id用完了会怎么样呢？
今天这篇文章，我们就来看看MySQL里面的几种自增id，一起分析一下它们的值达到上限以后，会出现什么情况。
表定义自增值id
说到自增id，你第一个想到的应该就是表结构定义里的自增字段，自增主键id。
表定义的自增值达到上限后的逻辑是：再申请下一个id时，得到的值保持不变。
我们可以通过下面这个语句序列验证一下：
可以看到，第一个insert语句插入数据成功后，这个表的AUTO_INCREMENT没有改变（还是4294967295），就导致了第二个insert语句又拿到相同的自增id值，再试图执行插入语句，报主键冲突错误。
2的32次-1（4294967295）不是一个特别大的数，对于一个频繁插入删除数据的表来说，是可能会被用完的。因此在建表的时候你需要考察你的表是否有可能达到这个上限，如果有可能，就应该创建成8个字节的bigint unsigned。
InnoDB系统自增row_id
如果你创建的InnoDB表没有指定主键，那么InnoDB会给你创建一个不可见的，长度为6个字节的row_id。InnoDB维护了一个全局的
dict_sys.row_id值，所有无主键的InnoDB表，每插入一行数据，都将当前的dict_sys.row_id值作为要插入数据的row_id，然后把dict_sys.row_id的值加1。实际上，在代码实现时row_id是一个长度为8字节的无符号长整型(bigint unsigned)。但是，InnoDB在设计时，给
row_id留的只是6个字节的长度，这样写到数据表中时只放了最后6个字节，所以row_id能写到数据表中的值，就有两个特征：row_id写入表中的值范围，是从0到2的48次-1；
- 当
dict_sys.row_id=2的48次时，如果再有插入数据的行为要来申请row_id，拿到以后再取最后6个字节的话就是0。
也就是说，写入表的
row_id是从0开始到248-1。达到上限后，下一个值就是0，然后继续循环。当然，
2的48次-1这个值本身已经很大了，但是如果一个MySQL实例跑得足够久的话，还是可能达到这个上限的。在InnoDB逻辑里，申请到row_id=N后，就将这行数据写入表中；如果表中已经存在row_id=N的行，新写入的行就会覆盖原有的行。要验证这个结论的话，你可以通过gdb修改系统的自增
row_id来实现。注意，用gdb改变量这个操作是为了便于我们复现问题，只能在测试环境使用。
row_id用完的验证序列
row_id用完的效果验证可以看到，在我用gdb将
dict_sys.row_id设置为2的48次-1之后，再插入的a=2的行会出现在表t的第一行，因为这个值的row_id=0。之后再插入的a=3的行，由于row_id=1，就覆盖了之前a=1的行，因为a=1这一行的row_id也是1。从这个角度看，我们还是应该在InnoDB表中主动创建自增主键。因为，表自增id到达上限后，再插入数据时报主键冲突错误，是更能被接受的。
毕竟覆盖数据，就意味着数据丢失，影响的是数据可靠性；报主键冲突，是插入失败，影响的是可用性。而一般情况下，可靠性优先于可用性。
Xid
redo log和binlog相配合的时候，提到了它们有一个共同的字段叫作Xid。它在MySQL中是用来对应事务的。
那么，Xid在MySQL内部是怎么生成的呢？
MySQL内部维护了一个全局变量
global_query_id，每次执行语句的时候将它赋值给Query_id，然后给这个变量加1。如果当前语句是这个事务执行的第一条语句，那么MySQL还会同时把Query_id赋值给这个事务的Xid。而
global_query_id是一个纯内存变量，重启之后就清零了。所以你就知道了，在同一个数据库实例中，不同事务的Xid也是有可能相同的。但是MySQL重启之后会重新生成新的binlog文件，这就保证了，同一个binlog文件里，Xid一定是惟一的。
虽然MySQL重启不会导致同一个binlog里面出现两个相同的Xid，但是如果
global_query_id达到上限后，就会继续从0开始计数。从理论上讲，还是就会出现同一个binlog里面出现相同Xid的场景。因为
global_query_id定义的长度是8个字节，这个自增值的上限是2的64次-1。要出现这种情况，必须是下面这样的过程：- 执行一个事务，假设Xid是A；
- 接下来执行2的64次查询语句，让
global_query_id回到A；
- 再启动一个事务，这个事务的Xid也是A。
不过，2的64次这个值太大了，大到你可以认为这个可能性只会存在于理论上。
Innodb trx_id
Xid和InnoDB的
trx_id是两个容易混淆的概念。Xid是由server层维护的。InnoDB内部使用Xid，就是为了能够在InnoDB事务和server之间做关联。但是，InnoDB自己的trx_id，是另外维护的。
其实，你应该非常熟悉这个
trx_id。它就是在讲事务可见性时，用到的事务id（transaction id）。InnoDB内部维护了一个
max_trx_id全局变量，每次需要申请一个新的trx_id时，就获得max_trx_id的当前值，然后并将max_trx_id加1。InnoDB数据可见性的核心思想是：每一行数据都记录了更新它的
trx_id，当一个事务读到一行数据的时候，判断这个数据是否可见的方法，就是通过事务的一致性视图与这行数据的trx_id做对比。对于正在执行的事务，你可以从
information_schema.innodb_trx表中看到事务的trx_id。现在，我们一起来看一个事务现场：
trx_idsession B里，我从
innodb_trx表里查出的这两个字段，第二个字段trx_mysql_thread_id就是线程id。显示线程id，是为了说明这两次查询看到的事务对应的线程id都是5，也就是session A所在的线程。可以看到，T2时刻显示的
trx_id是一个很大的数；T4时刻显示的trx_id是1289，看上去是一个比较正常的数字。这是什么原因呢？实际上，在T1时刻，session A还没有涉及到更新，是一个只读事务。而对于只读事务，InnoDB并不会分配
trx_id。也就是说：- 在T1时刻，
trx_id的值其实就是0。而这个很大的数，只是显示用的。一会儿我会再和你说说这个数据的生成逻辑。
- 直到session A 在T3时刻执行insert语句的时候，InnoDB才真正分配了
trx_id。所以，T4时刻，session B查到的这个trx_id的值就是1289。
需要注意的是，除了显而易见的修改类语句外，如果在select 语句后面加上for update，这个事务也不是只读事务。
在上一篇文章的评论区，有同学提出，实验的时候发现不止加1。这是因为：
- update 和 delete语句除了事务本身，还涉及到标记删除旧数据，也就是要把数据放到
purge队列里等待后续物理删除，这个操作也会把max_trx_id+1， 因此在一个事务中至少加2；
- InnoDB的后台操作，比如表的索引信息统计这类操作，也是会启动内部事务的，因此你可能看到，
trx_id值并不是按照加1递增的。
那么，T2时刻查到的这个很大的数字是怎么来的呢？
其实，这个数字是每次查询的时候由系统临时计算出来的。它的算法是：把当前事务的trx变量的指针地址转成整数，再加上2的48次。使用这个算法，就可以保证以下两点：
- 因为同一个只读事务在执行期间，它的指针地址是不会变的，所以不论是在
innodb_trx还是在innodb_locks表里，同一个只读事务查出来的trx_id就会是一样的。
- 如果有并行的多个只读事务，每个事务的trx变量的指针地址肯定不同。这样，不同的并发只读事务，查出来的
trx_id就是不同的。
那么，为什么还要再加上2的48次呢？
在显示值里面加上2的48次，目的是要保证只读事务显示的
trx_id值比较大，正常情况下就会区别于读写事务的id。但是，trx_id跟row_id的逻辑类似，定义长度也是8个字节。因此，在理论上还是可能出现一个读写事务与一个只读事务显示的trx_id相同的情况。不过这个概率很低，并且也没有什么实质危害，可以不管它。另一个问题是，只读事务不分配
trx_id，有什么好处呢？- 一个好处是，这样做可以减小事务视图里面活跃事务数组的大小。因为当前正在运行的只读事务，是不影响数据的可见性判断的。所以，在创建事务的一致性视图时，InnoDB就只需要拷贝读写事务的
trx_id。
- 另一个好处是，可以减少
trx_id的申请次数。在InnoDB里，即使你只是执行一个普通的select语句，在执行过程中，也是要对应一个只读事务的。所以只读事务优化后，普通的查询语句不需要申请trx_id，就大大减少了并发事务申请trx_id的锁冲突。
由于只读事务不分配
trx_id，一个自然而然的结果就是trx_id的增加速度变慢了。但是，
max_trx_id会持久化存储，重启也不会重置为0，那么从理论上讲，只要一个MySQL服务跑得足够久，就可能出现max_trx_id达到248-1的上限，然后从0开始的情况。当达到这个状态后，MySQL就会持续出现一个脏读的bug，我们来复现一下这个bug。
首先我们需要把当前的
max_trx_id先修改成248-1。注意：这个case里使用的是可重复读隔离级别。具体的操作流程如下：
由于我们已经把系统的
max_trx_id设置成了2的48次-1，所以在session A启动的事务TA的低水位就是2的48次-1。在T2时刻，session B执行第一条update语句的事务id就是2的48次-1，而第二条update语句的事务id就是0了，这条update语句执行后生成的数据版本上的
trx_id就是0。在T3时刻，session A执行select语句的时候，判断可见性发现，c=3这个数据版本的trx_id，小于事务TA的低水位，因此认为这个数据可见。
但，这个是脏读。
由于低水位值会持续增加，而事务id从0开始计数，就导致了系统在这个时刻之后，所有的查询都会出现脏读的。
并且，MySQL重启时
max_trx_id也不会清0，也就是说重启MySQL，这个bug仍然存在。那么，这个bug也是只存在于理论上吗？
假设一个MySQL实例的TPS是每秒50万，持续这个压力的话，在17.8年后，就会出现这个情况。如果TPS更高，这个年限自然也就更短了。但是，从MySQL的真正开始流行到现在，恐怕都还没有实例跑到过这个上限。不过，这个bug是只要MySQL实例服务时间够长，就会必然出现的。
当然，这个例子更现实的意义是，可以加深我们对低水位和数据可见性的理解。你也可以借此机会再回顾下第8篇文章《事务到底是隔离的还是不隔离的？》中的相关内容。
thread_id
接下来，我们再看看线程id（
thread_id）。其实，线程id才是MySQL中最常见的一种自增id。平时我们在查各种现场的时候，show processlist里面的第一列，就是thread_id。thread_id的逻辑很好理解：系统保存了一个全局变量thread_id_counter，每新建一个连接，就将thread_id_counter赋值给这个新连接的线程变量。thread_id_counter定义的大小是4个字节，因此达到2的32次-1后，它就会重置为0，然后继续增加。但是，你不会在show processlist里看到两个相同的thread_id。这，是因为MySQL设计了一个唯一数组的逻辑，给新线程分配
thread_id的时候，逻辑代码是这样的：这个代码逻辑简单而且实现优雅，相信你一看就能明白。
今天这篇文章，我给你介绍了MySQL不同的自增id达到上限以后的行为。数据库系统作为一个可能需要7*24小时全年无休的服务，考虑这些边界是非常有必要的。
每种自增id有各自的应用场景，在达到上限后的表现也不同：
- 表的自增id达到上限后，再申请时它的值就不会改变，进而导致继续插入数据时报主键冲突的错误。
- 00达到上限后，则会归0再重新递增，如果出现相同的
row_id，后写的数据会覆盖之前的数据。
- Xid只需要不在同一个binlog文件中出现重复值即可。虽然理论上会出现重复值，但是概率极小，可以忽略不计。
- InnoDB的
max_trx_id递增值每次MySQL重启都会被保存起来，所以我们文章中提到的脏读的例子就是一个必现的bug，好在留给我们的时间还很充裕。
- thread_id是我们使用中最常见的，而且也是处理得最好的一个自增id逻辑了。
当然，在MySQL里还有别的自增id，比如
table_id、binlog文件序号等，就留给你去验证和探索了。不同的自增id有不同的上限值，上限值的大小取决于声明的类型长度