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@ -127,6 +127,15 @@ Redis默认是快照RDB的持久化方式。对于主从同步来说，主从刚
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3. 隔离性：同一时间，只允许一个事务请求同一数据，不同的事务之间彼此没有任何干扰。
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4. 持久性：事务完成后，事务对数据库的所有更新将被保存到数据库，不能回滚。
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### Mysql的存储引擎
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1. InnoDB存储引擎：InnoDB存储引擎支持事务，其设计目标主要面向在线事务处理（OLTP）的应用。其特点是行锁设计，支持外键，并支持非锁定锁，即默认读取操作不会产生锁。从Mysql5.5.8版本开始，InnoDB存储引擎是默认的存储引擎。
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2. MyISAM存储引擎：MyISAM存储引擎不支持事务、表锁设计，支持全文索引，主要面向一些OLAP数据库应用。InnoDB的数据文件本身就是主索引文件，而MyISAM的主索引和数据是分开的。
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3. NDB存储引擎：NDB存储引擎是一个集群存储引擎，其结构是share nothing的集群架构，能提供更高的可用性。NDB的特点是数据全部放在内存中（从MySQL 5.1版本开始，可以将非索引数据放在磁盘上），因此主键查找的速度极快，并且通过添加NDB数据存储节点可以线性地提高数据库性能，是高可用、高性能的集群系统。NDB存储引擎的连接操作是在MySQL数据库层完成的，而不是在存储引擎层完成的。这意味着，复杂的连接操作需要巨大的网络开销，因此查询速度很慢。如果解决了这个问题，NDB存储引擎的市场应该是非常巨大的。
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4. Memory存储引擎：Memory存储引擎（之前称HEAP存储引擎）将表中的数据存放在内存中，如果数据库重启或发生崩溃，表中的数据都将消失。它非常适合用于存储临时数据的临时表，以及数据仓库中的纬度表。Memory存储引擎默认使用哈希索引，而不是我们熟悉的B+树索引。虽然Memory存储引擎速度非常快，但在使用上还是有一定的限制。比如，只支持表锁，并发性能较差，并且不支持TEXT和BLOB列类型。最重要的是，存储变长字段时是按照定常字段的方式进行的，因此会浪费内存。
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5. Archive存储引擎：Archive存储引擎只支持INSERT和SELECT操作，从MySQL 5.1开始支持索引。Archive存储引擎使用zlib算法将数据行（row）进行压缩后存储，压缩比一般可达1∶10。正如其名字所示，Archive存储引擎非常适合存储归档数据，如日志信息。Archive存储引擎使用行锁来实现高并发的插入操作，但是其本身并不是事务安全的存储引擎，其设计目标主要是提供高速的插入和压缩功能。
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6. Maria存储引擎：Maria存储引擎是新开发的引擎，设计目标主要是用来取代原有的MyISAM存储引擎，从而成为MySQL的默认存储引擎。它可以看做是MyISAM的后续版本。Maria存储引擎的特点是：支持缓存数据和索引文件，应用了行锁设计，提供了MVCC功能，支持事务和非事务安全的选项，以及更好的BLOB字符类型的处理性能。
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### 事务的并发问题
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1. 脏读：事务A读取了事务B更新的数据，然后B回滚操作，那么A读取到的数据是脏数据
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@ -142,8 +151,21 @@ Redis默认是快照RDB的持久化方式。对于主从同步来说，主从刚
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| 可重复读 | 否 | 否 | 是 |
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| 串行化 | 否 | 否 | 否 |
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在MySQL可重复读的隔离级别中并不是完全解决了幻读的问题，而是解决了读数据情况下的幻读问题。而对于修改的操作依旧存在幻读问题，就是说MVCC对于幻读的解决时不彻底的。
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通过索引加锁，间隙锁，next key lock可以解决幻读的问题。
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### MVCC多版本并发控制
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MVCC在RR（可重复读）级别解决了可能出现不可重复读的问题，同时解决了读数据情况下的幻读问题（对于修改新增的操作依旧存在幻读问题）。它的实现原理主要是依赖记录中的 3个隐式字段，undolog指针 ，Read View 来实现的。
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#### 隐式字段
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每行记录除了我们自定义的字段外，还有数据库隐式定义的最近修改(修改/插入)事务ID；回滚指针，指向这条记录的上一个版本；隐含的自增ID（隐藏主键），如果数据表没有主键，InnoDB会自动以DB_ROW_ID产生一个聚簇索引。
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#### Read View
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Read View就是事务进行快照读操作的时候生产的读视图，在该事务执行的快照读的那一刻，会生成数据库系统当前的一个快照，记录并维护系统当前活跃事务的ID。Read View遵循一个可见性算法，主要是将要被修改的数据的最新记录中的DB_TRX_ID（即当前事务ID）取出来，与系统当前其他活跃事务的ID去对比（由Read View维护），如果DB_TRX_ID跟Read View的属性做了某些比较，不符合可见性，那就通过DB_ROLL_PTR回滚指针去取出Undo Log中的DB_TRX_ID再比较，即遍历链表的DB_TRX_ID（从链首到链尾，即从最近的一次修改查起），直到找到满足特定条件的DB_TRX_ID, 那么这个DB_TRX_ID所在的旧记录就是当前事务能看见的最新老版本。
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### Next-Key Lock
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InnoDB 采用 Next-Key Lock 解决幻读问题。在`insert into test(xid) values (1), (3), (5), (8), (11);`后，由于xid上是有索引的，该算法总是会去锁住索引记录。现在，该索引可能被锁住的范围如下：(-∞, 1], (1, 3], (3, 5], (5, 8], (8, 11], (11, +∞)。Session A执行后会锁住的范围：(5, 8], (8, 11]。除了锁住8所在的范围，还会锁住下一个范围，所谓Next-Key。
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### Mysql的逻辑结构
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@ -158,18 +180,26 @@ SQL的执行顺序：from---where--group by---having---select---order by
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### MVCC,redolog,undolog,binlog
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* undoLog 也就是我们常说的回滚日志文件 主要用于事务中执行失败，进行回滚，以及MVCC中对于数据历史版本的查看。由引擎层的InnoDB引擎实现,是逻辑日志,记录数据修改被修改前的值,比如"把id='B' 修改为id = 'B2' ，那么undo日志就会用来存放id ='B'的记录”。当一条数据需要更新前,会先把修改前的记录存储在undolog中,如果这个修改出现异常,,则会使用undo日志来实现回滚操作,保证事务的一致性。当事务提交之后，undo log并不能立马被删除,而是会被放到待清理链表中,待判断没有事物用到该版本的信息时才可以清理相应undolog。它保存了事务发生之前的数据的一个版本，用于回滚，同时可以提供多版本并发控制下的读（MVCC），也即非锁定读。
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* redoLog 是重做日志文件是记录数据修改之后的值，用于持久化到磁盘中。redo log包括两部分：一是内存中的日志缓冲(redo log buffer)，该部分日志是易失性的；二是磁盘上的重做日志文件(redo log file)，该部分日志是持久的。由引擎层的InnoDB引擎实现,是物理日志,记录的是物理数据页修改的信息,比如“某个数据页上内容发生了哪些改动”。当一条数据需要更新时,InnoDB会先将数据更新，然后记录redoLog 在内存中，然后找个时间将redoLog的操作执行到磁盘上的文件上。不管是否提交成功我都记录，你要是回滚了，那我连回滚的修改也记录。它确保了事务的持久性。
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* redoLog 是重做日志文件是记录数据修改之后的值，用于持久化到磁盘中。redo log包括两部分：一是内存中的日志缓冲(redo log buffer)，该部分日志是易失性的；二是磁盘上的重做日志文件(redo log file)，该部分日志是持久的。由引擎层的InnoDB引擎实现,是物理日志,记录的是物理数据页修改的信息,比如“某个数据页上内容发生了哪些改动”。当一条数据需要更新时,InnoDB会先将数据更新，然后记录redoLog 在内存中，然后找个时间将redoLog的操作执行到磁盘上的文件上。不管是否提交成功我都记录，你要是回滚了，那我连回滚的修改也记录。它确保了事务的持久性。每个InnoDB存储引擎至少有1个重做日志文件组（group），每个文件组下至少有2个重做日志文件，如默认的ib_logfile0和ib_logfile1。为了得到更高的可靠性，用户可以设置多个的镜像日志组（mirrored log groups），将不同的文件组放在不同的磁盘上，以此提高重做日志的高可用性。在日志组中每个重做日志文件的大小一致，并以循环写入的方式运行。InnoDB存储引擎先写重做日志文件1，当达到文件的最后时，会切换至重做日志文件2，再当重做日志文件2也被写满时，会再切换到重做日志文件1中。
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* MVCC多版本并发控制是MySQL中基于乐观锁理论实现隔离级别的方式，用于读已提交和可重复读取隔离级别的实现。在MySQL中，会在表中每一条数据后面添加两个字段：最近修改该行数据的事务ID，指向该行（undolog表中）回滚段的指针。Read View判断行的可见性，创建一个新事务时，copy一份当前系统中的活跃事务列表。意思是，当前不应该被本事务看到的其他事务id列表。
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* binlog由Mysql的Server层实现,是逻辑日志,记录的是sql语句的原始逻辑，比如"把id='B' 修改为id = ‘B2’。binlog会写入指定大小的物理文件中,是追加写入的,当前文件写满则会创建新的文件写入。 产生:事务提交的时候,一次性将事务中的sql语句,按照一定的格式记录到binlog中。用于复制和恢复在主从复制中，从库利用主库上的binlog进行重播(执行日志中记录的修改逻辑),实现主从同步。业务数据不一致或者错了，用binlog恢复。
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### binlog和redolog的区别
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1. redolog是在InnoDB存储引擎层产生，而binlog是MySQL数据库的上层服务层产生的。
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2. 两种日志记录的内容形式不同。MySQL的binlog是逻辑日志，其记录是对应的SQL语句。而innodb存储引擎层面的重做日志是物理日志。
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2. 两种日志记录的内容形式不同。MySQL的binlog是逻辑日志，其记录是对应的SQL语句，对应的事务。而innodb存储引擎层面的重做日志是物理日志，是关于每个页（Page）的更改的物理情况。
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3. 两种日志与记录写入磁盘的时间点不同，binlog日志只在事务提交完成后进行一次写入。而innodb存储引擎的重做日志在事务进行中不断地被写入，并日志不是随事务提交的顺序进行写入的。
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4. binlog不是循环使用，在写满或者重启之后，会生成新的binlog文件，redolog是循环使用。
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5. binlog可以作为恢复数据使用，主从复制搭建，redolog作为异常宕机或者介质故障后的数据恢复使用。
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### InnoDB的关键特性
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1. 插入缓冲：对于非聚集索引的插入或更新操作，不是每一次直接插入到索引页中，而是先判断插入的非聚集索引页是否在缓冲池中，若在，则直接插入；若不在，则先放入到一个Insert Buffer对象中。然后再以一定的频率和情况进行Insert Buffer和辅助索引页子节点的merge（合并）操作，这时通常能将多个插入合并到一个操作中（因为在一个索引页中），这就大大提高了对于非聚集索引插入的性能。
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2. 两次写：两次写带给InnoDB存储引擎的是数据页的可靠性，有经验的DBA也许会想，如果发生写失效，可以通过重做日志进行恢复。这是一个办法。但是必须清楚地认识到，如果这个页本身已经发生了损坏（物理到page页的物理日志成功页内逻辑日志失败），再对其进行重做是没有意义的。这就是说，在应用（apply）重做日志前，用户需要一个页的副本，当写入失效发生时，先通过页的副本来还原该页，再进行重做。在对缓冲池的脏页进行刷新时，并不直接写磁盘，而是会通过memcpy函数将脏页先复制到内存中的doublewrite buffer，之后通过doublewrite buffer再分两次，每次1MB顺序地写入共享表空间的物理磁盘上，这就是doublewrite。
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3. 自适应哈希索引：InnoDB存储引擎会监控对表上各索引页的查询。如果观察到建立哈希索引可以带来速度提升，则建立哈希索引，称之为自适应哈希索引。
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4. 异步IO：为了提高磁盘操作性能，当前的数据库系统都采用异步IO（AIO）的方式来处理磁盘操作。AIO的另一个优势是可以进行IO Merge操作，也就是将多个IO合并为1个IO，这样可以提高IOPS的性能。
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5. 刷新邻接页：当刷新一个脏页时，InnoDB存储引擎会检测该页所在区（extent）的所有页，如果是脏页，那么一起进行刷新。这样做的好处显而易见，通过AIO可以将多个IO写入操作合并为一个IO操作，故该工作机制在传统机械磁盘下有着显著的优势。
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### Mysql如何保证一致性和持久性
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MySQL为了保证ACID中的一致性和持久性，使用了WAL(Write-Ahead Logging,先写日志再写磁盘)。Redo log就是一种WAL的应用。当数据库忽然掉电，再重新启动时，MySQL可以通过Redo log还原数据。也就是说，每次事务提交时，不用同步刷新磁盘数据文件，只需要同步刷新Redo log就足够了。
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yuanguangxin
5 years ago