MySQL深入研究--学习总结（1）

前言

本文是笔者学习“林晓斌”老师的《MySQL实战45讲》过程中的，对知识点的总结归纳以及对问题的思考记录，课程18年11月就出了，当时连载形式，我就上班途中一边开车一边听，学的比较糙，时隔两年现在再回头仔细回顾总结下。《MySQL实战45讲》是极客时间的收费课程，价格几十块并不贵，但是绝对是一个好课程，笔者收益颇深，推荐大家阅读。

第一章《一条查询SQL是如何执行的》总结

在第一篇文章中,作者主要通过一条查询SQL是如何执行的为出发点,介绍了MySQL的组成部分,每个部分做哪些事:

名词解释

连接器:主要管理与客户端的连接,鉴权以及安全性的校验工作。
查询缓存:MySQL为了提高查询效率，可能会将热点数据放入内存中，以便下次查询直接从查询缓存中返回数据。
分析器:当缓存中没有命中，就会想通过分析器，对SQL进行语法分析，是否合法等。
优化器:主要工作就是查询动作的优化，比如是否走索引，选择哪一个索引等。
执行器:负责执行SQL的部分，通过接口与存储引擎交互，获取查询结果并返回。
存储引擎:负责MySQL的数据存储和提取，索引结构都是有存储引擎定义的，并且是可拔插式的，用户可以根据自己需求选择不同的存储引擎，主要有InnoDB和MyISMA，MySQL5.5.5之后默认使用的是InnoDB。

执行步骤

那么一条查询SQL时如何通过这些组件执行的呢？
1、首先客户端需要连接到MySQL服务端，这时就需要连接器来验证用户名和密码，建立TCP连接了。连接后如果连接长期处理空闲状态，连接器就会自动断开他，默认是8小时，可以通过wait_timeout设置。
2、连接成功后，客户端向MySQL发送执行命令，比如发送一条查询语句：SELECT * FROM user WHERE id = 1;首先MySQL会在查询缓存中看是否存在该条数据的缓存，如果有就直接返回。没有则进入下一步。其实查询缓存在8.0版本后就移除了，因为查询缓存会在更新时全部清空，所以对于更新频率较高的场景，查询缓存会变得费力不讨好了，也可以通过query_cash_type设置成DEMAND禁用查询缓存。
3、先经过分析器，对改条SQL进行语法分析，是否符合语法规范，是查询语句还是更新语句等，是需要对哪张表进行操作。
4、之后通过优化器，发现id是主键，可以使用主键索引。
5、通过执行器，执行该条SQL之前会先校验有没有执行权限，如果有，执行器会通过该表存储引擎提供的接口，存储引擎通过索引树找出id=1的数据后，MySQL返回给客户端。

第二章《一条更新SQL是如何执行的》总结

上一章我们通过查询流程了解了MySQL各模块的功能，其实更新时也查不多，只不过为了保证数据的可恢复性引入了两个日志：redo_log和bin_log。那么为什么需要有这两个日志呢？

redo_log

首先redo_log是innoDB引擎提供的。当有数据更新或者插入时，innoDB并不是直接持久到磁盘，而是先修改缓冲池中的数据，成功后直接返回成功，再选择“合适的时机”刷入磁盘中。

那么有的同学就会问了，那如果内存中的数据还没来及刷到磁盘就crash（宕机）了，数据不就是丢失了吗？

是的，为了解决这个问题，innoDB引入了redo_log来解决这个问题。

当有插入更新请求时，innoDB先将结果写入的redo_log日志文件中，再修改缓冲池数据页，最后再适当的时候刷新到磁盘。这样即使宕机时，也可以通过redo_log恢复丢失的数据，这就是所谓的WAL技术 write-ahead-logging。

redo log在innoDB中是固定大小的，由4个1G的文件组成，所以redo log 是循环写的。

可以把染色环装理解为由4个redo log 文件组成的。

checkpoint：当前数据擦除的位置，擦除前要把记录更新到数据文件。

write pos:当前记录的位置。

checkpoint与write pos之间就是空闲部分，可以持续往后写，当write pos追上checkpoint时,说明文件都没写满，如果继续写，就需要停下来擦除一些数据，把checkpoint继续往前移。

有了redo log，innoDB就可以保证即使数据库发生异常重启，之前提交的记录都不会丢失，这个能力称为crash-safe。

这里做个扩展：当数据库写物理页时，如果宕机了，那么可能会导致物理页的一致性被破坏。

可能有人会说，重做日志不是可以恢复物理页吗？实际上是的，但是要求是在物理页一致的情况下。
也就是说，如果物理页完全是未写之前的状态，则可以用重做日志恢复。如果物理页已经完全写完了，那么也可以用重做日志恢复。但是如果物理页前面2K写了新的数据，但是后面2K还是旧的数据，则种情况下就无法使用重做日志恢复了。

这里的两次写就是保证了物理页的一致性，使得即使宕机，也可以用重做日志恢复。
在写物理页时，并不是直接写到真正的物理页上去，而是先写到一个临时页上去，临时页写完后，再写物理页。这样一来：
A. 如果写临时页时宕机了，物理页还是完全未写之前的状态，可以用重做日志恢复
B. 如果写物理页时宕机了，则可以使用临时页来恢复物理页
InnoDB中共享表空间中划了2M的空间，叫做double write，专门存放临时页。
InnoDB还从内存中划出了2M的缓存空间，叫做double write buffer，专门缓存临时页。

每次写物理页时，先写到double write buffer中，然后从double write buffer写到double write上去。最后再从double write buffer写到物理页上去。

bin_log

binlog是MySQL的server层提供的，是跨存储引擎的，做归档用的。因为没有crash-safa能力，所以innoDB自己引入了redolog。

这两种日志有以下三点不同。
1 . redolog是innoDB引擎特有的；binlogg是MySQL的Server 层实现的，所有引擎都可以使用。
2 . redolog是物理日志，记录的是“在某个数据页上做了什么修改”,mysql 数据最终是保存在数据页中的，物理日志记录的就是数据页变更 。binlogg是逻辑日志，记录的是这个语句的原始逻辑，比如“给ID= 2这一行的c 字段加1 ”。
3 . redolog是循环写的，空间固定会用完；binlogg是可以追加写入的。“追加写”是指binlogg文件写到一定大小后会切换到下一个，并不会覆盖以前的日志。

更新语句的执行流程

1、当MySQL接收到一条更新语句时update user name="老王" where id =1;，除了上面查询的那些前期步骤，执行器调用存储引擎接口获取到id=1 的数据。

2、执行器获取数据后，先将name改为老王的数据，调用引擎接口，将数据写入到redolog中，并处于prepared状态。

3、redolog写完后，修改缓冲池的数据。并返回给执行器。

4、执行器获得结果后，记录到binlog中,并修改redolog该条记录改为commit状态，更新完成。

之所以分两次修改redolog是为了与binlog保证数据一致。

第三章《事务隔离》

事务基本概念

这章节没什么好说的,主要介绍了事务的特性,隔离级别以及事务的实现。
说到事务，大家都知道ACID，即原子性，一致性，隔离性，持久性。

多个事务操作同一数据，可能出现的问题：
脏读：一个事务读取到的另一个事务没有提交的数据。
不可重复读：在一个事务中两次读取同一数据结果不一致。
幻读：在一个事务中两次读取数据的数量不一致。

隔离级别
读未提交：可以读到另一个事务中没有提交的数据。
读已提交：可以读到另一个事务已提交的数据。
可重复读：在一个事务中，即使另一个事务已提交了，在本事务中多次读取数据都是跟事务启动时读取的一致的。
串行化：最高的隔离级别，对同一行数据，读会加读锁，写会加写锁，最安全但效率也最低。

事务的实现

在事务开启时，生成一张视图，在事务执行期间读取的数据都是基于这张视图的，这是静态的并不受其他事务影响。

本质上，在MySQL中，当数据发生更新时，都会生成一条回滚操作，通过回滚操作可以获得操作前的状态，在事务中，每次操作都会被记录，直至事务被提交，回滚段才会被清理。所以在未提交之前，都可以通过回滚日志undo log，逐步将数据恢复到事务开启前的状态。
在5.5版本之前，回滚日志是保存在ibdata文件中的,日志回滚段被清理,文件大小也不会变，所以日常开发中，我们应该尽量避免长事务，应该在长事务中会保留很老的视图。