当我们聊mysql的时候，我们应该关注哪些节点性的问题？给定一个锚点。。。。

• 从一条SQL查询语句的执行过程开始，中间会经历连接器、查询缓存、分析器、优化器、执行器，它们都做了什么？
• 一条SQL更新语句是如何执行的？
• 事务隔离是怎么实现的？
• 索引做了啥？
• 全局锁和表锁，行锁做了哪些事情？

一条SQL语句是如何执行的？

大体来说Mysql分为Server层和存储引擎层：

• Server 层包括连接器、查询缓存、分析器、优化器、执行器等，涵盖 MySQL 的大多数核心服务功能，以及所有的内置函数（如日期、时间、数学和加密函数等），所有跨存储引擎的功能都在这一层实现，比如存储过程、触发器、视图等。
• 存储引擎层 负责数据的存储和提取。其架构模式是插件式的，支持 InnoDB、MyISAM、Memory 等多个存储引擎。现在最常用的存储引擎是 InnoDB，它从 MySQL 5.5.5 版本开始成为了默认存储引擎。
• 不同的存储引擎共用一个 Server 层，也就是从连接器到执行器的部分

连接器

• 第一步，你会先连接到这个数据库上，这时候接待你的就是连接器。连接器负责跟客户端建立连接、获取权限、维持和管理连接。连接完成后，如果你没有后续的动作，这个连接就处于空闲状态，你可以在 show processlist 命令中看到它。客户端如果太长时间没动静，连接器就会自动将它断开。这个时间是由参数 wait_timeout 控制的，默认值是 8 小时。数据库里面，长连接是指连接成功后，如果客户端持续有请求，则一直使用同一个连接。短连接则是指每次执行完很少的几次查询就断开连接，下次查询再重新建立一个。

查询缓存

• 连接建立完成后，你就可以执行 select 语句了。执行逻辑就会来到第二步：查询缓存。
• MySQL 拿到一个查询请求后，会先到查询缓存看看，之前是不是执行过这条语句。之前执行过的语句及其结果可能会以 key-value 对的形式，被直接缓存在内存中。key 是查询的语句，value 是查询的结果。如果你的查询能够直接在这个缓存中找到 key，那么这个 value 就会被直接返回给客户端。
• 如果语句不在查询缓存中，就会继续后面的执行阶段。执行完成后，执行结果会被存入查询缓存中。

大多数情况下我会建议你不要使用查询缓存，为什么呢？因为查询缓存往往弊大于利。查询缓存的失效非常频繁，只要有对一个表的更新，这个表上所有的查询缓存都会被清空。

分析器

• 如果没有命中查询缓存，就要开始真正执行语句了。首先，MySQL 需要知道你要做什么，因此需要对 SQL 语句做解析。分析器先会做 “词法分析”,词法分析完后就要做 “语法分析”。根据词法分析的结果，语法分析器会根据语法规则，判断你输入的这个 SQL 语句是否满足 MySQL 语法。如果你的语句不对，就会收到“You have an error in your SQL syntax”的错误提醒

优化器

• 经过了分析器，MySQL 就知道你要做什么了。在开始执行之前，还要先经过优化器的处理。
• 优化器是在表里面有多个索引的时候，决定使用哪个索引；或者在一个语句有多表关联（join）的时候，决定各个表的连接顺序。比如你执行下面这样的语句，这个语句是执行两个表的 join：

mysql> select * from t1 join t2 using(ID) where t1.c=10 and t2.d=20;

• 既可以先从表 t1 里面取出 c=10 的记录的 ID 值，再根据 ID 值关联到表 t2，再判断 t2 里面 d 的值是否等于 20。
• 也可以先从表 t2 里面取出 d=20 的记录的 ID 值，再根据 ID 值关联到 t1，再判断 t1 里面 c 的值是否等于 10。
  这两种执行方法的逻辑结果是一样的，但是执行的效率会有不同，而优化器的作用就是决定选择使用哪一个方案。

执行器

MySQL 通过分析器知道了你要做什么，通过优化器知道了该怎么做，于是就进入了执行器阶段，开始执行语句。
开始执行的时候，要先判断一下你对这个表 T 有没有执行查询的权限，如果没有，就会返回没有权限的错误
如果有权限，就打开表继续执行。打开表的时候，执行器就会根据表的引擎定义，去使用这个引擎提供的接口。

mysql> select * from T where ID=10;

比如我们这个例子中的表 T 中，ID 字段没有索引，那么执行器的执行流程是这样的：

• 调用 InnoDB 引擎接口取这个表的第一行，判断 ID 值是不是 10，如果不是则跳过，如果是则将这行存在结果集中；
• 调用引擎接口取“下一行”，重复相同的判断逻辑，直到取到这个表的最后一行。
• 执行器将上述遍历过程中所有满足条件的行组成的记录集作为结果集返回给客户端。

至此，这个整个语句就执行完成了。一条查询语句的执行过程一般是经过连接器、分析器、优化器、执行器等功能模块，最后到达存储引擎。

一条 SQL 更新语句是如何执行的

update T set c=c+1 where ID=2;

• 与查询流程不一样的是，更新流程还涉及两个重要的日志模块 redo log（重做日志）和 binlog（归档日志）

• 每一次的更新操作都需要写进磁盘，然后磁盘也要找到对应的那条记录，然后再更新，整个过程 IO 成本、查找成本都很高。为了解决这个问题，MySQL 的设计者 WAL 技术，WAL 的全称是 Write-Ahead Logging，它的关键点就是 先写日志，再写磁盘

• 当有一条记录需要更新的时候，InnoDB 引擎就会先把记录写到 redo log 里面，并更新内存，这个时候更新就算完成了。

• 同时，InnoDB 引擎会在适当的时候，将这个操作记录更新到磁盘里面，而这个更新往往是在系统比较空闲的时候做。但是 InnoDB 的 redo log 是固定大小的，比如可以配置为一组 4 个文件，每个文件的大小是 1GB,总共就可以记录 4GB 的操作。从头开始写，写到末尾就又回到开头循环写。

• 在进行 redo log 写入时，有两个重要参数的 write pos(当前记录的位置),checkpoint 是当前要擦除的位置

• 一边写一边后移，写到第 3 号文件末尾后就回到 0 号文件开头，checkpoint 也是往后推移并且循环的，擦除记录前要把记录更新到数据文件。write pos 和 checkpoint 之间还空着的部分，可以用来记录新的操作。

• 如果 write pos 追上 checkpoin，表示 redo log 满了，这时候不能再执行新的更新，得停下来先擦掉一些记录，把 checkpoint 推进一下。

• 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(崩溃安全()。

• redo log 是 InnoDB 引擎特有的日志，而 Server 层也有自己的日志，称为 binlog（归档日志）

• 最开始 MySQL 里并没有 InnoDB引擎。MySQL 自带的引擎是 MyISAM，但是 MyISAM 没有 crash-safe 的能力，binlog 日志只能用于归档。而 InnoDB 是另一个公司以插件形式引入 MySQL 的，既然只依靠 binlog 是没有 crash-safe 能力的，所以 InnoDB 使用另外一套日志系统——也就是 redo log 来实现 crash-safe 能力。

• redo log是InnoDB引擎特有的；binlog 是 MySQL 的 Server 层实现的，所有引擎都可以使用。

• redo log是物理日志，记录的是“在某个数据页上做了什么修改”；binlog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 ”。

• redo log 是循环写的 ， 空间固定 会用完； binlog 是可以追加写入的 `。“追加写”是指 binlog 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。

执行器和 InnoDB 引擎在执行这个简单的 update 语句时的内部流程：

• 执行器先找引擎取 ID=2 这一行。ID 是主键，引擎直接用树搜索找到这一行。如果 ID=2 这一行所在的数据页本来就在内存中，就直接返回给执行器；否则，需要先从磁盘读入内存，然后再返回。
• 执行器拿到引擎给的行数据，把这个值加上 1，比如原来是 N，现在就是 N+1，得到新的一行数据，再调用引擎接口写入这行新数据。
• 引擎将这行新数据更新到内存中，同时将这个更新操作记录到 redo log 里面，此时 redo log 处于 prepare 状态。然后告知执行器执行完成了，随时可以提交事务。
• 执行器生成这个操作的 binlog，并把 binlog 写入磁盘。
• 执行器调用引擎的提交事务接口，引擎把刚刚写入的 redo log 改成提交（commit）状态，更新完成。
• redo log 的写入拆成了两个步骤：prepare 和 commit，这就是 "两阶段提交"。

1 prepare阶段 2 写binlog 3 commit , 当在 2之前崩溃时,重启恢复：后发现没有 commit，回滚。备份恢复：没有 binlog 。
当在3之前崩溃,重启恢复：虽没有 commit，但满足 prepare 和 binlog 完整，所以重启后会自动 commit。备份：有 binlog. 一致

总结

• Redo log 不是记录数据页“更新之后的状态”，而是记录这个页 “做了什么改动”。
• Binlog 有两种模式，statement 格式的话是记 SQL 语句， row 格式会记录行的内容，记两条，更新前和更新后都有。

事务隔离：为什么你改了我还看不见

事务就是要保证一组数据库操作，要么全部成功，要么全部失败。在 MySQL 中，事务支持是在引擎层实现的。MySQL 默认的 MyISAM 引擎就不支持事务，这也是 MyISAM 被 InnoDB 取代的重要原因之一。
事务的特性：ACID 即原子性、一致性、隔离性、持久性。多个事务同时执行的时候，就可能出现 脏读，不可重复读，幻读，为了解决这些问题，就有了“隔离级别”的概念。但是隔离得越严实，效率就会越低
SQL 标准的事务隔离级别包括：读未提交（read uncommitted）、读提交（read committed）、可重复读（repeatable read）和 串行化（serializable ）

• 读未提交是指，一个事务还没提交时，它做的变更就能被别的事务看到。
• 读提交是指，一个事务提交之后，它做的变更才会被其他事务看到。
• 可重复读是指，一个事务执行过程中看到的数据，总是跟这个事务在启动时看到的数据是一致的。未提交的更改对其他事务是不可见的
• 串行化：对应一个记录会加读写锁，出现冲突的时候，后访问的事务必须等前一个事务执行完成才能继续执行

在实现上，数据库里面会创建一个视图，访问的时候以视图的逻辑结果为准。在“可重复读”隔离级别下，这个视图是在事务启动时创建的，整个事务存在期间都用这个视图。在 “读提交” 隔离级别下，这个视图是在每个 SQL 语句开始执行的时候创建的。“读未提交” 隔离级别下直接返回记录上的最新值，没有视图概念。串行化”隔离级别下直接用加锁的方式来避免并行访问
查看数据库的实物隔离级别：show variables like '%isolation%';
事务隔离的实现：在 MySQL 中，实际上每条记录在更新的时候都会同时记录一条回滚操作。记录上的最新值，通过回滚操作，都可以得到前一个状态的值。

假设一个值从 1 被按顺序改成了 2、3、4，在回滚日志里面就会有类似下面的记录。不同时刻启动的事务会有不同的 read-view，同一条记录在系统中可以存在多个版本，就是数据库的多版本并发控制（MVCC）

回滚日志总不能一直保留吧，什么时候删除呢？答案是，在不需要的时候才删除。系统会判断，当没有事务再需要用到这些回滚日志时，回滚日志会被删除。什么时候才不需要了呢？就是当系统里没有比这个回滚日志更早的 read-view 的时候。
为什么尽量不要使用长事务。长事务意味着系统里面会存在很老的事务视图，在这个事务提交之前，回滚记录都要保留，这会导致大量占用存储空间。除此之外，长事务还占用锁资源，可能会拖垮库。
事务启动方式：

• 显式启动事务语句，begin 或者 start transaction,提交 commit，回滚 rollback；
• set autocommit=0，该命令会把这个线程的自动提交关掉。这样只要执行一个 select 语句，事务就启动，并不会自动提交，直到主动执行 commit 或 rollback 或断开连接。

建议使用方法一，如果考虑多一次交互问题，可以使用 commit work and chain 语法。在 autocommit=1 的情况下用 begin 显式启动事务，如果执行 commit 则提交事务。如果执行 commit work and chain 则提交事务并自动启动下一个事务

事务到底是隔离的还是不隔离的

• innodb 支持 RC(读提交) 和 RR(可重复读) 隔离级别实现是用的一致性视图(consistent read view)
• .事务在启动时会拍一个快照，这个快照是基于整个库的。基于整个库的意思就是说一个事务内，整个库的修改对于该事务都是不可见的(对于快照读的情况)。如果在事务内 select t 表，另外的事务执行了 DDL t 表，根据发生时间，要吗锁住要嘛报错

事务是如何实现的 MVCC 呢？

• 每个事务都有一个事务 ID,叫做 transaction id(严格递增)
• 事务在启动时，找到已提交的最大事务 ID 记为 up_limit_id。
• 事务在更新一条语句时，比如 id=1 改为了 id=2.会把 id=1 和该行之前的 row trx_id 写到 undo log 里。并且在数据页上把 id 的值改为 2,并且把修改这条语句的 transaction id 记在该行行头。
• 再定一个规矩，一个事务要查看一条数据时，必须先用该事务的 up_limit_id 与该行的 transaction id 做比对
• 如果 up_limit_id>=transaction id,那么可以看。如果 up_limit_id<transaction id,则只能去 undo log 里去取。去 undo log 查找数据的时候，也需要做比对，必须 up_limit_id>transaction id,才返回数据

什么是当前读，

• 由于当前读都是先读后写，只能读当前的值，所以认为当前读。会更新事务内的 up_limit_id 为该事务的 transaction id

为什么 RR 能实现可重复读而 RC 不能，分两种情况

• 快照读的情况下，rr(可重复读)不能更新事务内的 up_limit_id,而 rc(读提交) 每次会把 up_limit_id 更新为快照读之前最新已提交事务的 transaction id,则 rc(读提交) 不能可重复读
• 当前读的情况下，rr(可重复读) 是利用 record lock+gap lock 来实现的，而 rc(读提交) 没有 gap,所以 rc 不能可重复读

参考文档：http://wearygods.online/MySQL-45