MySQL 1 锁 MVCC

█ 1.数据库三范式

级别	概念
1NF	属性不可分 列 原子性
2NF	非主键属性，完全依赖于主键属性 满足第一范式
3NF	非主键属性无传递依赖

█ 2.数据库锁

乐观锁 || 悲观锁 || b共享锁 S锁 || b排它锁 X锁 || b行锁 || b表锁

2.1 乐观锁：

 一般的实现乐观锁的方式就是记录数据版本。尽可能直接做下去，直到提交的时候才去锁定，所以不会产生任何锁和死锁。

 自己实现的锁，认为数据一般不会冲突，实现方式：版本号+时间戳

2.2 悲观锁：

一般认为数据被并发修改的概率比较大，所以需要在修改之前先加锁。处理加锁的机制会让数据库产生额外的开销，还有增加产生死锁的机会；降低并行性。
for updata加锁

2.3 b共享锁 S锁 || b排它锁 X锁 || b行锁 || b表锁

b共享锁 S锁 ：只读数据操作， 非独占 加 HOLDLOCK

b排它锁 X锁 ：一个事务，只能写，加了这个锁，其他事务不能再加任何锁for update

b行锁 ： 作用于数据行

b表锁 ： 作于用表

█ 3.关系型数据库和非关系型数据库区别

关系型数据库 MySQL SQLserver Oracle

优点

1、容易理解：二维表结构;

2、使用方便：通用的SQL语言使得操作关系型数据库非常方便；

3、易于维护：丰富的完整性，减低了数据冗余和数据不一致的概率；

4、支持SQL，可用于复杂的查询。

5、支持事务

缺点
1、读写性能比较差，维护一致性困难；

2、固定的表结构，灵便度不好；

3、高并发读写时，硬盘I/O存在瓶颈；不支持海量数据的高效率读写；

4、可扩展性不足

非关系型数据库 MongoDB HBase Elasticsearch

1、使用键值对存储数据；
2、分布式；

优点
1）格式灵活：数据存储格式非常多样，应用领域广泛，而关系型数据库则只适用基础的关系模型。

2）性能优越：NOSQL是根据键值对的，不用历经SQL层的分析，因此 性能非常高。

3）可扩展性：基于键值对，数据之间耦合度极低，因此容易水平扩展。

4）低成本：非关系型数据库部署简易，且大部分可以开源使用。

缺点
1）不支持sql，学习和运用成本比较高；

2）无事务处理机制；

3）数据结构导致复杂查询不容易实现。

3.1 关系型与非关系型数据库的区别：

3）储存格式：Nosql的储存文件格式是key,value方式、文本文档方式、照片方式这些，能储存的对象种类灵活；关系数据库则只适用基础类型。

4）可扩展性：关系型数据库有join那样的多表查询机制限定造成拓展性较差。Nosql依据键值对，数据中间沒有耦合度，因此容易水平拓展。

5）数据一致性：非关系型数据库注重最终一致性；关系型数据库注重数据整个生命周期的强一致性。

6）事务处理：SQL数据库支持事务原子性粒度控制，且方便进行事务回滚；NoSQL也支持事务处理，但可靠性不足，其价值在于可扩展性和大数据量处理。

█ 4. MySQL两大引擎MyIsam和InnoDB

○ 4.1 聚簇索引 和 非聚簇索引

○ 4.2 MyIsam 和 InnoDB 区别

○ 4.3 MyIsam 查询流程 InnoDB

4.3.1 MyIsam 查询流程

4.3.2 InnoDB 查询流程

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！！！innodb支持全文索引是从mysql5.6开始的

█ 5. 数据库四种隔离级别：

1.读未提交 2.读已提交RC 3.可重复度RR默认，且开启间隙锁 4.串行化<效率差>

串行化：是数据库最高的隔离级别，这种级别下，事务“串行化顺序执行”，也就是一个一个排队执行。
这种级别下，“脏读”、“不可重复读”、“幻读”都可以被避免，但是执行效率奇差，性能开销也最大，所以基本没人会用。

大多数数据库默认的事务隔离级别是Read committed，比如Sql Server , Oracle。

Mysql的默认隔离级别是Repeatable read。

█ 6. 数据库事务四大特性 ACID

ACID
事务的特点：要么都成功，要么都失败

1）原子性Atomicity，要么执行，要么不执行

2）一致性Consistency，事务前后，数据总额一致

3）隔离性Isolation，所有操作全部执行完以前其它会话不能看到过程

4）持久性Durability，一旦事务提交，对数据的改变就是永久的

6.1 a原子性

6.1 undo log

   要不全成功，要不全部，

   undo log 实现原子性，回滚，如果报错 回滚到执行之前的状态，，
   undo log会记录执行的信息，回滚做相反的操作，记录到日志里面 

6.2 c一致性：

   数据库的完整性。完整性体现在：数据库的主键要唯一 || 字段类型大小长度符合要求 || 外键要符合要求

  外键：删除的时候 子表先删除，能删除父表

      CREATE TABLE `example1` (
          `stu_id` int(11) NOT NULL DEFAULT '0',
          `course_id` int(11) NOT NULL DEFAULT '0',
          `grade` float DEFAULT NULL,
          PRIMARY KEY (`stu_id`,`course_id`)
      );
      CREATE TABLE `example2` (
          `id` int(11) NOT NULL,
          `stu_id` int(11) DEFAULT NULL,
          `course_id` int(11) DEFAULT NULL,
          PRIMARY KEY (`id`),
          KEY `f_ck` (`stu_id`,`course_id`),
          CONSTRAINT `f_ck` FOREIGN KEY (`stu_id`, `course_id`) REFERENCES `example1` (`stu_id`, `course_id`)
      );
      insert into example1 (stu_id,course_id,grade)values(1,1,98.5),(2,2,89);
      insert into example2 (id,stu_id,course_id)values(1,1,1),(2,2,2);

      delete from example2 where stu_id=2; 子
      delete from example1 where stu_id=2; 父

6.3 d持久性 ：

6.3 redo log

  buffer：
      MySQL 的数据是存在磁盘中的，磁盘IO效率很低，，innodb提供了一个缓存buffer，buffer包含了磁盘中部分数据页的映射，作为访问数据库的缓冲，
      读，先buffer，无磁盘，再写入buffer
      写，先buffer，定期刷新到磁盘上   --- 数据丢失

  redo log 防止数据丢失，，预写式日志，修改先写入日志，再buffer

redo log 速度比 buffer 快的原因：

1）
  buffer中的数据持久化 是随机写的IO，每次修改的数据的位置 是 随机的。
  redo log 是追加模式，在文件尾部追加，顺序IO  快  kafka也是顺序IO

2）
  buffer持久化数据 是以 数据页page为单位的，MySQL默认是16k一个page，只要这个page有修改，就要整个写入
  redo log 只要写入真正修改的部分，无效IO大大减少。

3）
  redo log 先放到 redo log 缓冲区，，之后写入到磁盘。

○ 6.4 i隔离性：

i隔离性：分为两种情况：

   1）写-写操作：锁

   2）写-读操作：MVCC   可以解决（脏读/不可重复读/幻读）读写冲突 无锁并发控制

数据库并发场景

█ 7 i写写操作：innodb有 行锁 // 表锁 // 间隙锁

查看锁情况的sql语句：innodb_locks

X是排他锁   对应的有共享锁

b共享锁 S锁 ：只读数据操作，  非独占 加 HOLDLOCK  

b排它锁 X锁 ：一个事务，只能写，加了这个锁，其他事务不能再加任何锁for update   

○ 7.1 record 行锁

    drop table if exists test_innodb_lock;
    CREATE TABLE test_innodb_lock (
        a INT (11),
        b VARCHAR (20)
    ) ENGINE INNODB DEFAULT charset = utf8;
    insert into test_innodb_lock values (1,'a');
    insert into test_innodb_lock values (2,'b');
    insert into test_innodb_lock values (3,'c');
    insert into test_innodb_lock values (4,'d');
    insert into test_innodb_lock values (5,'e');

    创建索引
    create index idx_lock_a on test_innodb_lock(a);
    create index idx_lock_b on test_innodb_lock(b);

    先将自动提交事务改成手动提交：set autocommit=0;

    启动两个会话窗口 A 和 B，抢锁

行锁（写&读）"读已提交"

COMMIT;之后就可以了

行锁（写&写）

窗口 A 执行 COMMIT;操作，B自动出结果了。

行锁分析命令代码

○ 7.2 表锁 写写操作 i

MyIsam最小锁粒度是 表锁
用了 OR 做连接，索引就会失效。

窗口 A 执行 COMMIT;操作，B自动出结果了。表锁的等待时长长。

○ 7.3 间隙锁

█ 8 当前读 & 快照读

当前读

快照读

○ 7.4.2 RC、RR级别下的InnoDB快照读区别

█ 9 i读写操作：MVCC

MVCC 是“维持一个数据的多个版本，使读写操作没有冲突”的一个抽象概念。

○ 9.1 MVCC解决并发哪些问题

○ 9.2 MVCC的实现原理

undo log a原子性

redo log d持久性

ReadView

Read View可见性判断条件 代码

○ 9.3 MVCC解决 RC读已提交/脏读 RR可重复度/不可重复读

数据库四种隔离级别：
1.读未提交  2.读已提交RC  3.可重复度RR默认，且开启间隙锁 4.串行化

2.读已提交RC  3.可重复度RR 都是基于 MVCC实现的
RC
活跃事务ID是没有提交的，，提交的事务ID是可以被访问到的，

1）脏读：指一个事务中访问到了另外一个事务未提交的数据，MVCC解决 RC读已提交

2）不可重复读：一个事务查询同一条记录2次，得到的结果不一致。 在一个事务里面，只会生成一个 ReadView，都用的第一个生成的。

RR MySQL默认
在一个事务里面，只会生成一个 ReadView，都用的第一个生成的。

通过版本链和ReadView 就实现了 读已提交，但是没有实现可重复读

在一个事务里面，两个select方法 会生成两个ReadView，
第二个select可能会查到最新提交的 数据
一个事务里 两个select查询到了不同的数据，就不是可重复读RR 违背了数据库四种隔离级别。

3）幻读：一个事务查询2次，得到的记录条数不一致。

（1）什么是幻读

1、在可重复读隔离级别下，普通查询是快照读，是不会看到别的事务插入的数据的，幻读只在**当前读**下才会出现。

2、幻读专指**新插入的行**，读到原本存在行的更新结果不算。因为**当前读**的作用就是能读到所有已经提交记录的最新值。

幻读 
保证数据的一致性和事务与事务之间的隔离性。

RR存在幻读的问题，在Innodb搜索引擎里被解决了，
读分为 当前读(锁) + 快照读(MVCC)


 快照读(MVCC)一个事务一个ReadView，select结果都相同；
 当前读(锁) + 间隙锁(锁住一段事务)  ，MySQL默认且开启间隙锁

（2）幻读产生的原因

行锁只能锁住行，即使把所有的行记录都上锁，也阻止不了新插入的记录。