mysql

查询语句执行过程：

连接器：

在客户端与mysql服务端建立TCP连接之后，连接器会验证用户身份，之后的所有请求全都是按照这个时候验证的身份权限进行的，所以更新用户身份证之后重新连接才会更新权限

mysql在执行过程中临时使用的内存是管理在连接对象里的，所以这个连接如果一直没断的话，占用内存就会持续上涨

查询缓存：

缓存是以k-v的形式缓存的，所以如果执行语句有任何不同的话都是查不到缓存的

且如果表发生变化的话，建立的所有缓存都会删除

分析器：

词法分析：将输入的字符序列分解成有意义的标记（关键字、标识符、操作符或常量等）

语法分析：在词法分析的基础上，检查这些标记是否遵循sql的语法规则，构建抽象语法树

优化器：

会对逻辑进行重写，生成多种执行方法，评估多种执行方法，选择最优的一条

逻辑优化（查询重写）：

        谓词下推，尽早执行where，减少中间数据量

        视图重写，将视图展开为实际的sql查询

        子查询优化，子查询转换为连接join

        常量折叠，提前计算可以确定的表达式

        OR转UNION，便于使用索引

物理优化（决定如何执行sql）：

        是否使用索引以及使用什么索引

        表的连接顺序

        连接算法

        是否使用索引排序，是否需要额外排序

执行器：

调用存储引擎，真正执行查询，返回结果

三大日志：

redolog：

在更新的时候，需要把新的值写到磁盘上，但是每次io操作会造成性能下降

所以当需要更新的时候，innoDB会把要更新的值写到redolog中，然后只更新内存

定期将redolog中的内容写到磁盘中

redolog在内存中是一组环形数组，有两个标志位——write pos和check pos

如果更新的话就写在内存，同时记录到redolog并把write pos后移

如果更新到磁盘，把redolog中的内容写到磁盘上，然后check pos后移

这样即使数据库崩溃了，但是redolog还在，仍然可以根据redolog来恢复之前操作的数据

作用：

保证事务的持久性：事务一提交就把redolog的内容写到磁盘上，保证事务的持久性

提高性能：减少IO操作，支持多线程并发写入

崩溃恢复：

记录的内容：

是物理日志，记录的是对数据做的改动

对数据页的具体修改：数据页编号、修改前后的值、修改类型（插入、更新、删除）

binlog：

是server层的逻辑日志，记录的是逻辑语句

主要作用是：主从复制，同时也有数据恢复和审计追踪的作用

记录的内容：

• STATEMENT：记录的是 SQL 语句本身。优点是日志量较小，但某些情况下可能导致主从数据不一致（如依赖于当前时间戳或随机数的查询）。
• ROW：记录的是每一行的具体变化（增删改）。这种方式更加精确，能够确保主从数据的一致性，但产生的日志量较大。
• MIXED：默认模式，结合了 STATEMENT 和 ROW 的优点。在存在数据不一致的时候自动切换为 ROW 格式以保证数据一致性。

数据恢复：将数据恢复到指定日期之前最近的一次全量备份，然后执行全量备份之后的binlog，直到指定日期即可

redolog + binlog ——两阶段提交：

无论是先写redolog还是再写binlog，如果要恢复数据，两个日志不一致的话都会造成数据不一致，主要是为了保障分布式数据库的数据一致性

所以两阶段提交：

写完redolog之后redolog为prepare状态，写binlog，redolog为commit状态

mysql事务：

事务是在存储引擎层实现的

当多个事务同时执行的话就可能造成数据不一致的问题：

脏读、丢失修改、不可重复读、幻读

为了解决多个事务对共享数据的操作安全性，提出不同的事务隔离级别：

读未提交，读已提交，可重复读，事务串行化

mysql中的事务并发控制方式实际上只有两种：锁和MVCC

锁：读写锁，可以实现读读并行，但是不能读写、写写并存

        根据粒度可以分为表级锁和行级锁

MVCC：多版本并发控制方法，将一份数据存储多个版本，事务只能看到一份数据自己应该看到的版本

MVCC的实现方式依赖：隐藏字段、read view、undo log

隐藏字段：

在innoDB中，每一行数据都包含几个隐藏字段：

        DB_ROW_ID: 行id，插入新行单调递增

        DB_TRX_ID: 事务id，记录最后一次插入或更新该行的事务id，每次对数据进行修改时，都生成一个新的版本，将这个字段更新为当前事务的id

        DB_ROLL_PTR:指向undo log的指针

read view：

 是一个快照，记录了系统中所有活跃事务的id列表（已经启动但是尚未提交的事务），通过比较DB_ROW_ID和read view，可以决定这个版本的数据是否可见

DB_ROW_ID

DB_ROW_ID在read view的活跃事务id列表中，说明这个版本是未提交的事务创建的，不可见

innoDB的MVCC和read view机制是行级可见性控制，每个数据行的可见性是独立判断的

对于某一行的话不可能出现后面的事务提交了前面的事务还没

undo log：

当一个事务对数据进行修改时，innoDB不仅会修改数据，还会在undo log中记录如何撤销这些更改

通过undo log可以回滚事务

在MVCC时，当有其他事务需要访问旧版本数据时，可以通过undo log找到数据历史版本

undo log分为两种：

        insert undo log：专门记录插入操作的undo信息，事务提交之后可以直接删除

        update undo log：记录更新或删除操作的undo信息，一直保留到没有事务需要相关旧数据

如果事务很长的话，就会导致会保留很多undo log不能删除，就会占用大量内存空间

读：读的是数据快照

写：innoDB在写数据的时候会对记录加锁，在获得行的写锁之后才能进行修改，事务提交或者回滚之后才能会把这个行的写锁释放，其他事务才能继续修改这个行

所以MVCC主要用于“一致性非锁定读”，提升读操作的并发性能，对于写的话由于要获得写锁，所以都需要等其他事务提交之后才能进行写，所以都是基于最新版本的数据

那其他事务在读这一行的时候首先会通过这一行的隐藏字段和read view来判断可见性：

        1.如果小于当前活跃的最小事务id，可见

        2.如果不在活跃列表，则以提交，可见

        3.否则的话就根据隐藏字段找到undolog，读之前的版本