mysql知识点

1.聚簇索引和非聚簇索引的区别

索引类型和存储类型是相关的
1.innodb存储引擎索引和数据存放在ibd文件中，myisam存储引擎存放在myd文件中
2.区分聚簇索引和非聚簇索引的区别，只要区分数据和索引是否存放在一起
3.innodb存储数据，数据和索引必须存放在一起，如果有主键就使用主键，没有就使用唯一键，没有唯一键就使用rowid，因此和数据绑定到一起的就是聚簇索引，而为了避免数据冗余，其他索引的叶子节点也存储了聚簇索引的key值，索引innodb既有聚簇索引也有非聚簇索引，myisam只有非聚簇索引

2.事务的隔离级别

mysql的事务隔离级别，一共有4中，从低到高，依次为：
读未提交（Read uncommitted）
　　如果一个事务开始进行写操作，另一个事务不允许进行写操作。但允许其他事务读取此行数据。该隔离级别可以通过“排他写锁”实现。避免了数据的更新丢失，
　　但是，可能会出现“脏读”，就是我一个事务读取到了其他事务未提交的数据
　　脏读：事务A开启事务，查询id=1的数据，事务b也开始事务查询id=1的数据，事务a修改这条数据，事务b读取到了事务a未提交的数据

读已提交（Read committed） 解决“脏读”
　　读取数据的事务允许其他事务访问该行数据，但是如果是写事务，将会禁止其他事务访问该行。隔离级别避免了脏读，但是有可能出现不可重复读。
　　不可重复读:事务a先读取了数据，事务b再去修改了这条数据，并且提交，这个时候事务a再去读取数据，发现数据不一致

可重复读（Repeatable read）解决“不可重复读” 
　　可重复读是指在一个事务内，多次读取同一个数据，在这个事务a还没有结束的时候，另一个事务b也访问该条数据，即使这个事务b修改了这条数据，事务a两次读取到的结果也是一样的，所有叫可重复读。
　　但是有可能出现“幻读”
   幻读：事务a先开启事务，查询id=1的数据，发现不存在，事务b也开启事务，查询id=1的数据，发现也不存在，事务b这个时候添加了这条数据，然后进行了提交，事务a这个时候再去添加这条数据，发现添加不上也查找不到
序列化（Serializable）解决“幻读”
　　提供了严格的事务隔离，事务只能一个一个进行，不能并发操作，但是对性能会有一定的影响

https://www.cnblogs.com/bkhdd/p/15262342.html

 3.mysql的主从复制原理

1.从库通过change master to语句连接主库，提供了连接的一切条件（user，password，port，），并且让从库知道，二进制日志文件的起点位置（file名posiontion号），
2.从库的I/O线程和主库的dump线程建立连接
3.从库根据change master to语句提供的file名和position号，I/O线程向主库发起binlog的请求
4.主库的dump线程根据从库的请求，将binglog以日志的方式发送给从库I/O线程
5.从库的I/O线程接收到binlog 日志后，将binlog保存在relay-log中，传送过来的信息，会记录到master.info中
6.从库的sql线程会读取relay-log，并把应用过的记录到relay-log.info中，默认情况下，已经应用过的relay，会被清理掉

4.怎么处理mysql的慢查询

1.开启慢查询日志，定位查询慢的语句
2.看看是否加载了额外的数据，加载了不需要的列，对sql语句进行优化和重写
3.看看sql执行情况，索引的利用率
4.如果表中的数据很大，可以考虑横向或者纵向的分表

5.mysql索引类型有哪些，对性能的影响

1.主键索引：不允许值为空
2.唯一索引：可以保证数据记录的唯一性，数据值不可以重复，允许值为空
3.全文索引: 可以极大的提高检索效率，判断字符是否包含的问题
4.联合索引：索引可以覆盖多个数据列
5.普通索引：允许被索引的数据列包含重复的值


索引可以提高查询速度，通过使用索引，可以在使用过程中使用优化隐藏器，提高查询速度

但是在修改，删除，增加，的时候会降低速度，因为还要去操作索引文件

索引会占用物理空间，如果要建立聚簇索引，需要的空间就会很大，一旦有很多的非聚簇索引，聚簇索引发生了改变，所有的非聚簇索引都会跟着改变

 6.索引结构有哪些

索引的结构和存储引擎有关，mysql中使用较多的有b+树索引，hash索引，innodb索引实现是b+树

b+树索引：
b+树是一个平衡的二叉树，从根节点到每个叶子节点的高度相差不超过1，而且每个叶子节点之间有指针关联，所以查询的时候可以使用指针，双向移动

hash索引：
hash索引就是利用了一定的hash算法，将键值经过hash计算换算成哈希值，检索的时候不用像b+数那样从根节点到叶子节点逐级查找，只需要一次hash算法，就可以定位到对应的值

如果是等值查询，hash索引就有一定的优势，只需要一次计算，就可以找到对应的位置，前提是一样的值，如果键值不是唯一的，那就需要先找到该键所在的位置，然后通过链表往后扫描，找到对应的值

hash索引也没有办法利用索引排序，以及像like这样的模糊范围查询，也不支持联合索引查询

 7.mysql为什么选用b+tree来作为数据结构

memery存储引擎默认使用hash结构，因为是基于内存的
1.如果使用hash，当我们计算一个值的时候，如果计算出来的值都一样，就会忘一个区域一直追加数据，就会导致哈希碰撞问题，hash数据也分布不均匀
2.使用hash会存储在内存中，数据量大，会非常占用内存资源
3.根据某个key值会定位到某个hash值，如果都是等值查询，就很慢了
但是memery都是基于内存的，只要分配一个公平的hash算法，其他都是在内存中执行就很快了

 8.mysql事务acid的底层实现原理

mysql的基础架构一共分为3层
第一层就是处理客户端连接，以及认证授权的
第二层就是服务器层，主要用于sql的解析，优化，分析，包括所有存储过程的实现
第三层是存储层，主要负责数据的存储和提取，事务的实现，也是通过存储引擎去实现的


原子性：事务的执行单元，包含一个或者多个sql语句，再执行过程中，要么成功，要么失败，当事务执行失败的时候会通过undo.log日志文件来进行事务的一个回滚操作，也就是说，当我们在事务中执行一条insert语句，在回滚的时候就会执行一条delete语句，做一个相反的操作
持久性：事务一旦提交，对数据库的改变是永久性的，通过redo.log来实现。数据库的数据是存储在磁盘当中的，当我们每次去访问数据的时候，如果每次都请求磁盘，I/O的效率会比较低，所以innodb提供了一个缓存buffer，
       这个buffer包含了磁盘当中一些数据页的映射，会先从buffer中去读取，如果没有的话，再从磁盘当中读取。这个时候其实还用到了redo.log，再执行过程中，因为redo.log是预写式日志，在写入数据的时候，
       会将数据先写到redo.log文件中，在写到buffer缓冲区当中，这样保证了数据不会丢失，实现了数据的持久性。
　　　　1.为什么redo.log比buffer直接将数据写入到磁盘快呢，因为写入buffer持久化是随机写的I/O，每次修改的数据位置都是随机的。redo.log是进行追加，每次在文件的尾部追加命令，属于顺序io
       2.buffer持久化是以page为单位的，mysql默认配置页是16k，每次修改需要将整页的数据写入，而redo.log只需要修改实际需要操作的部分
　　　　redo.log有三种持久化的机制  可以根据innodb_flush_log_at_trx_commit来设置
       0 代表当事务提交日志的时候，并不将缓冲区的redo日志写入磁盘的日志文件，而是等待主线程每秒刷新
       1 代表同步写入，当事务提交的时候，同步将redo日志写入磁盘当中
       2 代表异步写入磁盘，在提交事务的时候，不能保证文件一定会写入磁盘，提交事务的时候先提交到缓存文件，在隔一秒写入到磁盘中

隔离性：事务中执行过程中是互相隔离的，不被打扰的
一致性：事务在执行前后，数据处于一种合法的状态，数据库的完整性约束没有被破坏，表现在比如主键的唯一，字段类型大小符合。原子性，隔离性，持久性，都是为了保证数据库的一致性

 9.mvcc的理解

mvcc（多版本并发控制）
mvcc是基于“数据版本”对并发事务进行控制

基于undo.log（回滚日志）事务在每次执行的时候，会记录一个事务id，会根据这个事务编号来进行版本标识
并且undo.log版本链并不是立即删除，而是mysql 在确定该版本链不会被“引用”后才会进行删除

ReadView是在“快照读”sql执行是mvcc提取数据的依据
快照读：select 语句 ，直接查询语句
当前读：update，delete，insert ，类似这种语句，先查找在更新就叫当前读
ReadView是一种数据结构，包含4个字段
比如说有四个事务，
m_ids：当前活跃的事务id集合 1,2,3,4
min_trx_id：最小活跃事务编号 就是1
max_trx_id: 预分配事务编号，当前最大事务编号+1    就是5
cteator_trx_id：readview创建者的事务编号 就是4


版本链数据库访问规则：
1.判断当前事务id等于cteator_trx_id吗，成立说明，数据就是当前事务更改的，可以直接访问
2. 判断trx_id（事务id）< min_trx_id,如果当前事务id小于最小活跃事务id，说明事务已经提交，可以访问
3. 判断trx_id（事务id）> max_trx_id,如果当前事务id大于最大最大事务id，说明当前事务是在readview生成之后，才开启，不允许访问
4. 判断 min_trx_id <= trx_id <= max_trx_id, 如果成立就在m_ids事务集合中对比，不存在的代表数据已经提交，可以访问


rc（读已提交）：在每一次执行快照读的时候生成ReadView
rr（可重复读）：在第一次执行快照读的时候生成readview，后面每次执行快照读都会复用