【MySql】1- 基础篇(上)

1.1 前言

从点到线，再到面，形成自己的 MySQL 知识网络

1.2 基础架构

1.2.1 MySql基本架构示意图

大体来说，MySQL 可以分为 Server 层和存储引擎层两部分

• Server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

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。执行 create table 建表的时候，如果不指定引擎类型，默认使用的就是 InnoDB。
也可以通过指定存储引擎的类型来选择别的引擎，比如在 create table 语句中使用 engine=memory, 来指定使用内存引擎创建表。

不同存储引擎的表数据存取方式不同，支持的功能也不同
从图中不难看出，不同的存储引擎共用一个 Server 层

1.2.2 SQL语句执行顺序

查询语句如下：

mysql> select * from T where ID=10；

---

• 第一步：建立连接 ⇒ 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。连接命令如下：
mysql -h$ip -P$port -u$user -p

• 如果用户名或密码不对，提示"Access denied for user"的错误。
• 如果用户名密码认证通过，连接器会到权限表里面查出你拥有的权限。之后，这个连接里面的权限判断逻辑，都将依赖于此时读到的权限。

一个用户成功建立连接后，即使你用管理员账号对这个用户的权限做了修改，也不会影响已经存在连接的权限。修改完成后，只有再新建的连接才会使用新的权限设置

连接完成后，如果没有后续的动作，这个连接就处于空闲状态，可以在 show processlist 命令中看到它。
下面这个图是 show processlist 的结果，其中的 Command 列显示为“Sleep”的这一行，就表示现在系统里面有一个空闲连接

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

如果在连接被断开之后，客户端再次发送请求的话，就会收到一个错误提醒： Lost connection to MySQL server during query。这时如果要继续使用，就需要重连，然后再执行请求了。

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
  建立连接的过程通常是比较复杂的，所以建议在使用中要尽量减少建立连接的动作，也就是尽量使用长连接

但是全部使用长连接后，有些时候 MySQL 占用内存涨得特别快，这是因为 MySQL 在执行过程中临时使用的内存是管理在连接对象里面的。这些资源会在连接断开的时候才释放。所以如果长连接累积下来，可能导致内存占用太大，被系统强行杀掉（OOM），从现象看就是 MySQL 异常重启了。解决方案可以考虑一下两种：

• 1 定期断开长连接。使用一段时间，或者程序里面判断执行过一个占用内存的大查询后，断开连接，之后要查询再重连；

• 2.如果你用的是 MySQL 5.7 或更新版本，可以在每次执行一个比较大的操作后，通过执行 mysql_reset_connection来重新初始化连接资源。这个过程不需要重连和重新做权限验证，但是会将连接恢复到刚刚创建完时的状态。

---

• 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。
可以看到，如果查询命中缓存，MySQL 不需要执行后面的复杂操作，就可以直接返回结果，这个效率会很高

但是大多数情况下建议不要使用查询缓存，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。
对于更新压力大的数据库来说，查询缓存的命中率会非常低。
除非你的业务就是有一张静态表，很长时间才会更新一次。比如，一个系统配置表，那这张表上的查询才适合使用查询缓存

MySQL 也提供了这种“按需使用”的方式。你可以将参数 query_cache_type 设置成 DEMAND，这样对于默认的 SQL 语句都不使用查询缓存

而对于你确定要使用查询缓存的语句，可以用 SQL_CACHE 显式指定，像下面这个语句一样：

mysql> select SQL_CACHE * from T where ID=10；-- 查询缓存数据

需要注意的是，MySQL 8.0 版本直接将查询缓存的整块功能删掉了，也就是说 8.0 开始彻底没有这个功能了

---

• 第三步: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。输入的是由多个字符串和空格组成的一条 SQL 语句，MySQL 需要识别出里面的字符串分别是什么，代表什么。

MySQL 从输入的"select"这个关键字识别出来，这是一个查询语句。它也要把字符串“T”识别成“表名 T”，把字符串“ID”识别成“列 ID”

做完了这些识别以后，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

一般语法错误会提示第一个出现错误的位置，所以你要关注的是紧接“use near”的内容

---

• 第四步：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。

eg：

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

---

• 第五步：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，如下所示

ERROR 1142 (42000): SELECT command denied to user ‘b’@‘localhost’ for table ‘T’

在工程实现上，如果命中查询缓存，会在查询缓存返回结果的时候，做权限验证。查询也会在优化器之前调用 precheck 验证权限

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。

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

• 1.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；

• 2.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。

• 3.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，这个语句就执行完成了。

对于有索引的表，执行的逻辑也差不多。
第一次调用的是“取满足条件的第一行”这个接口，之后循环取“满足条件的下一行”这个接口，这些接口都是引擎中已经定义好的。

在数据库的慢查询日志中会看到一个 rows_examined 的字段，表示这个语句执行过程中扫描了多少行。这个值就是在执行器每次调用引擎获取数据行的时候累加的

在有些场景下，执行器调用一次，在引擎内部则扫描了多行，因此引擎扫描行数跟 rows_examined 并不是完全相同的

---

思考1
如果表 T 中没有字段 k，而你执行了这个语句 select * from T where k=1, 那肯定是会报“不存在这个列”的错误： “Unknown column ‘k’ in ‘where clause’”。你觉得这个错误是在我们上面提到的哪个阶段报出来的呢？

答案是分析器

思考2
为什么对权限的检查不在优化器之前做，而是在执行器中处理？

有些时候，SQL语句要操作的表不只是SQL字面上那些。比如如果有个触发器，得在执行器阶段（过程中）才能确定。优化器阶段前是无能为力的

思考3
创建了一个没有select权限的用户，执行select * from T where k=1，报错“select command denied”，并没有报错“unknown column”，为什么？

这个是一个安全方面的考虑。想想一个用户如果没有查看这个表的权限，是告诉他字段不对还是没权限？如果告诉他字段不对，其实给的信息太多了，因为没权限的意思还包含了：没权限知道字段是否存在

---

2 日志系统：一条SQL更新语句如何执行

查询语句

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

查询语句的那一套流程，更新语句也是同样会走一遍

执行语句前要先连接数据库，这是连接器的工作。

前面我们说过，在一个表上有更新的时候，跟这个表有关的查询缓存会失效，所以这条语句就会把表 T 上所有缓存结果都清空。这也就是我们一般不建议使用查询缓存的原因。

接下来，分析器会通过词法和语法解析知道这是一条更新语句。

优化器决定要使用 ID 这个索引。然后，执行器负责具体执行，找到这一行，然后更新。

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，它们正是我们今天要讨论的主角：redo log（重做日志）和 binlog（归档日志）

---

• redo log（重做日志）⇒ 重要的日志模块

在 MySQL 里有这样的问题，如果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 的设计者就用了类似酒店掌柜粉板的思路来提升更新效率(先在粉板上记下这次的账，等打烊以后再把账本翻出来核算)

而粉板和账本配合的整个过程，其实就是 MySQL 里经常说到的 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，也就是先写粉板，等不忙的时候再写账本

具体来说，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（粉板）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，这就像打烊以后掌柜做的事。

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，那么这块“粉板”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，如下面这个图所示

write pos 是当前记录的位置，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 是当前要擦除的位置，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 之间的是“粉板”上还空着的部分，可以用来记录新的操作。如果 write pos 追上 checkpoint，表示“粉板”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。

要理解 crash-safe 这个概念，可以想想我们前面赊账记录的例子。只要赊账记录记在了粉板上或写在了账本上，之后即使掌柜忘记了，比如突然停业几天，恢复生意后依然可以通过账本和粉板上的数据明确赊账账目。

---

• binlog（归档日志）⇒ 重要的日志模块

MySQL 整体来看，其实就有两块：一块是 Server 层，它主要做的是 MySQL 功能层面的事情；还有一块是引擎层，负责存储相关的具体事宜。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）

• 为什么会有两份日志呢？

因为最开始 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和binlog不同点
1.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;

2.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 ”

3.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。

---

有了对这两个日志的概念性理解，再来看执行器和 InnoDB 引擎在执行这个简单的 update 语句时的内部流程。

1.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。

2.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。

3.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。

4.执行器生成这个操作的 binlog，并把 binlog 写入磁盘。

5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。

图中浅色框表示是在 InnoDB 内部执行的，深色框表示是在执行器中执行的

最后三步看上去有点“绕”，将 redo log 的写入拆成了两个步骤：prepare 和 commit，这就是"两阶段提交"

---

2.1 两阶段提交

为什么必须有“两阶段提交”呢？

这是为了让两份日志之间的逻辑一致，是跨系统维持数据逻辑一致性时常用的一个方案

由于 redo log 和 binlog 是两个独立的逻辑，如果不用两阶段提交，要么就是先写完 redo log 再写 binlog，或者采用反过来的顺序。

仍然用前面的 update 语句来做例子。假设当前 ID=2 的行，字段 c 的值是 0，再假设执行 update 语句过程中在写完第一个日志后，第二个日志还没有写完期间发生了 crash，会出现什么情况呢?

1.先写 redo log 后写 binlog。假设在 redo log 写完，binlog 还没有写完的时候，MySQL 进程异常重启。前面说过，redo log 写完之后，系统即使崩溃，仍然能够把数据恢复回来，所以恢复后这一行 c 的值是 1。但是由于 binlog 没写完就 crash 了，这时候 binlog 里面就没有记录这个语句。因此，之后备份日志的时候，存起来的 binlog 里面就没有这条语句。然后你会发现，如果需要用这个 binlog 来恢复临时库的话，由于这个语句的 binlog 丢失，这个临时库就会少了这一次更新，恢复出来的这一行 c 的值就是 0，与原库的值不同

2.先写 binlog 后写 redo log。如果在 binlog 写完之后 crash，由于 redo log 还没写，崩溃恢复以后这个事务无效，所以这一行 c 的值是 0。但是 binlog 里面已经记录了“把 c 从 0 改成 1”这个日志。所以，在之后用 binlog 来恢复的时候就多了一个事务出来，恢复出来的这一行 c 的值就是 1，与原库的值不同。

如果不使用“两阶段提交”，那么数据库的状态就有可能和用它的日志恢复出来的库的状态不一致。

binlog 会记录所有的逻辑操作，并且是采用“追加写”的形式。
如果你的 DBA 承诺说半个月内可以恢复，那么备份系统中一定会保存最近半个月的所有 binlog，同时系统会定期做整库备份。这里的“定期”取决于系统的重要性，可以是一天一备，也可以是一周一备。

当需要恢复到指定的某一秒时，比如某天下午两点发现中午十二点有一次误删表，需要找回数据，那你可以这么做:

• 首先，找到最近的一次全量备份，如果你运气好，可能就是昨天晚上的一个备份，从这个备份恢复到临时库；
• 然后，从备份的时间点开始，将备份的 binlog 依次取出来，重放到中午误删表之前的那个时刻。

这样你的临时库就跟误删之前的线上库一样了，然后你可以把表数据从临时库取出来，按需要恢复到线上库去。

---

小结:
redo log 用于保证 crash-safe 能力。innodb_flush_log_at_trx_commit 这个参数设置成 1 的时候，表示每次事务的 redo log 都直接持久化到磁盘。这个参数我建议你设置成 1，这样可以保证 MySQL 异常重启之后数据不丢失。

sync_binlog 这个参数设置成 1 的时候，表示每次事务的 binlog 都持久化到磁盘。这个参数我也建议你设置成 1，这样可以保证 MySQL 异常重启之后 binlog 不丢失。

3 事务隔离

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 是一个支持多引擎的系统，但并不是所有的引擎都支持事务。比如 MySQL 原生的 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
ACID（Atomicity、Consistency、Isolation、Durability，即原子性、一致性、隔离性、持久性）

---

3.1 隔离性与隔离级别

数据库上有多个事务同时执行的时候，就可能出现脏读（dirty read）、不可重复读（non-repeatable read）、幻读（phantom read）的问题，为了解决这些问题，就有了“隔离级别”的概念。

然而，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（read committed）

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（repeatable read）

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。当然在可重复读隔离级别下，未提交变更对其他事务也是不可见的。

• 串行化（serializable ）

串行化，顾名思义是对于同一行记录，“写”会加“写锁”，“读”会加“读锁”。当出现读写锁冲突的时候，后访问的事务必须等前一个事务执行完成，才能继续执行。

eg:
假设数据表 T 中只有一列，其中一行的值为 1，下面是按照时间顺序执行两个事务的行为。

• 若隔离级别是“读未提交”， 则 V1 的值就是 2。这时候事务 B 虽然还没有提交，但是结果已经被 A 看到了。因此，V2、V3 也都是 2。

• 若隔离级别是“读提交”，则 V1 是 1，V2 的值是 2。事务 B 的更新在提交后才能被 A 看到。所以， V3 的值也是 2。

• 若隔离级别是“可重复读”，则 V1、V2 是 1，V3 是 2。之所以 V2 还是 1，遵循的就是这个要求：事务在执行期间看到的数据前后必须是一致的。

• 若隔离级别是“串行化”，则在事务 B 执行“将 1 改成 2”的时候，会被锁住。直到事务 A 提交后，事务 B 才可以继续执行。所以从 A 的角度看， V1、V2 值是 1，V3 的值是 2。

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。

在不同的隔离级别下，数据库行为是有所不同的。Oracle 数据库的默认隔离级别其实就是“读提交”，因此对于一些从 Oracle 迁移到 MySQL 的应用，为保证数据库隔离级别的一致，一定要记得将 MySQL 的隔离级别设置为“读提交”。

隔离级别配置的方式
将启动参数 transaction-isolation 的值设置成 READ-COMMITTED。你可以用 show variables 来查看当前的值。

mysql> show variables like 'transaction_isolation';

+-----------------------+----------------+

| Variable_name | Value |

+-----------------------+----------------+

| transaction_isolation | READ-COMMITTED |

+-----------------------+----------------+
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11

“可重复读”的场景
假设你在管理一个个人银行账户表。一个表存了账户余额，一个表存了账单明细。到了月底你要做数据校对，也就是判断上个月的余额和当前余额的差额，是否与本月的账单明细一致。你一定希望在校对过程中，即使有用户发生了一笔新的交易，也不影响你的校对结果。这时候使用“可重复读”隔离级别就很方便。事务启动时的视图可以认为是静态的，不受其他事务更新的影响。

---

3.2 事务隔离的实现-展开说明“可重复读”

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

视图 A、B、C 里面，这一个记录的值分别是 1、2、4，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）。对于 read-view A，要得到 1，就必须将当前值依次执行图中所有的回滚操作得到。

回滚日志删除
回滚日志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，即当系统里没有比这个回滚日志更早的 read-view 的时候会删除，回滚日志会被删除。

尽量不要使用长事务

• 大量占用存储空间

长事务意味着系统里面会存在很老的事务视图。
由于这些事务随时可能访问数据库里面的任何数据，所以这个事务提交之前，数据库里面它可能用到的回滚记录都必须保留，这就会导致大量占用存储空间。

• 影响回滚段

在 MySQL 5.5 及以前的版本，回滚日志是跟数据字典一起放在 ibdata 文件里的，即使长事务最终提交，回滚段被清理，文件也不会变小。我见过数据只有 20GB，而回滚段有 200GB 的库。最终只好为了清理回滚段，重建整个库。

• 占用锁资源

长事务还占用锁资源，也可能拖垮整个库

---

3.3 事务的启动方式

MySQL 的事务启动方式有以下几种

• 1.显式启动事务语句， begin 或 start transaction。配套的提交语句是 commit，回滚语句是 rollback。

• 2.set autocommit=0，这个命令会将这个线程的自动提交关掉。意味着如果你只执行一个 select 语句，这个事务就启动了，而且并不会自动提交。这个事务持续存在直到你主动执行 commit 或 rollback 语句，或者断开连接。

有些客户端连接框架会默认连接成功后先执行一个 set autocommit=0 的命令。这就导致接下来的查询都在事务中，如果是长连接，就导致了意外的长事务。建议使用 set autocommit=1, 通过显式语句的方式来启动事务。

commit work and chain 语法

在 autocommit 为 1 的情况下，用 begin 显式启动的事务，如果执行 commit 则提交事务。

如果执行 commit work and chain，则是提交事务并自动启动下一个事务，这样也省去了再次执行 begin 语句的开销。同时带来的好处是从程序开发的角度明确地知道每个语句是否处于事务中。

长事务查询

在 information_schema 库的 innodb_trx 这个表中查询长事务，比如下面这个语句，用于查找持续时间超过 60s 的事务
select * from information_schema.innodb_trx where TIME_TO_SEC(timediff(now(),trx_started))>60

---

如何避免长事务对业务的影响？

• 开发端

1.设置set autocommit=1

2.去掉不必要的只读事务

3.业务连接数据库的时候，根据业务本身的预估，通过 SET MAX_EXECUTION_TIME 命令，来控制每个语句执行的最长时间，避免单个语句意外执行太长时间

• 数据库端

1.监控 information_schema.Innodb_trx 表，设置长事务阈值，超过就报警 / 或者 kill

2.Percona 的 pt-kill 工具推荐使用

3.在业务功能测试阶段要求输出所有的 general_log，分析日志行为提前发现问题

4.如果使用的是 MySQL 5.6 或者更新版本，把 innodb_undo_tablespaces 设置成 2（或更大的值）。如果真的出现大事务导致回滚段过大，这样设置后清理起来更方便

---

4 深入浅出索引

• 什么是索引

索引的出现其实就是为了提高数据查询的效率，就像书的目录一样

4.1 索引常见模型

• 哈希表

哈希表是一种以键 - 值（key-value）存储数据的结构，我们只要输入待查找的键即 key，就可以找到其对应的值即 Value。哈希的思路很简单，把值放在数组里，用一个哈希函数把 key 换算成一个确定的位置，然后把 value 放在数组的这个位置。
不可避免地，多个 key 值经过哈希函数的换算，会出现同一个值的情况。处理这种情况的一种方法是，拉出一个链表。

一个身份证信息和姓名的表，需要根据身份证号查找对应的名字，这时对应的哈希索引的示意图如下所示:

User2 和 User4 根据身份证号算出来的值都是 N，但没关系，后面还跟了一个链表。
假设，这时候你要查 ID_card_n2 对应的名字是什么，处理步骤就是：首先，将 ID_card_n2 通过哈希函数算出 N；然后，按顺序遍历，找到 User2。

• 优点：新增时速度快
• 缺点：因为不是有序的，查询慢

哈希索引做区间查询的速度是很慢的 ，哈希表这种结构适用于只有等值查询的场景

• 有序数组
  

有序数组在等值查询和范围查询场景中的性能就都非常优秀

假设身份证号没有重复，这个数组就是按照身份证号递增的顺序保存的。这时候如果你要查 ID_card_n2 对应的名字，用二分法就可以快速得到，这个时间复杂度是 O(log(N))。

这个索引结构支持范围查询。你要查身份证号在[ID_card_X, ID_card_Y]区间的 User，可以先用二分法找到 ID_card_X（如果不存在 ID_card_X，就找到大于 ID_card_X 的第一个 User），然后向右遍历，直到查到第一个大于 ID_card_Y 的身份证号，退出循环。

缺点

仅仅看查询效率，有序数组就是最好的数据结构了。但是，在需要更新数据的时候就麻烦了，往中间插入一个记录就必须得挪动后面所有的记录，成本太高
有序数组索引只适用于静态存储引擎，例如要保存的是 2017 年某个城市的所有人口信息，这类不会再修改的数据

• 搜索树
  
• 二叉树特点

父节点左子树所有结点的值小于父节点的值，右子树所有结点的值大于父节点的值。这样如果你要查 ID_card_n2 的话，按照图中的搜索顺序就是按照 UserA -> UserC -> UserF -> User2 这个路径得到。这个时间复杂度是 O(log(N))

当然为了维持 O(log(N)) 的查询复杂度，需要保持这棵树是平衡二叉树。
为了做这个保证，更新的时间复杂度也是 O(log(N))。

树可以有二叉，也可以有多叉。多叉树就是每个节点有多个儿子，儿子之间的大小保证从左到右递增。二叉树是搜索效率最高的，但是实际上大多数的数据库存储却并不使用二叉树。

其原因是，索引不止存在内存中，还要写到磁盘上

• N叉树
  为了让一个查询尽量少地读磁盘，就必须让查询过程访问尽量少的数据块。那么就不应该使用二叉树，而是要使用“N 叉”树。这里，“N 叉”树中的“N”取决于数据块的大小。

以 InnoDB 的一个整数字段索引为例，这个 N 差不多是 1200。这棵树高是 4 的时候，就可以存 1200 的 3 次方个值，这已经 17 亿了。考虑到树根的数据块总是在内存中的，一个 10 亿行的表上一个整数字段的索引，查找一个值最多只需要访问 3 次磁盘。其实，树的第二层也有很大概率在内存中，那么访问磁盘的平均次数就更少了。

N 叉树由于在读写上的性能优点，以及适配磁盘的访问模式，已经被广泛应用在数据库引擎中了

数据库底层存储的核心就是基于这些数据模型的

4.2 InnoDB 的索引模型

• 索引组织表

在 InnoDB 中，表都是根据主键顺序以索引的形式存放的，这种存储方式的表称为索引组织表。InnoDB 使用了 B+ 树索引模型，数据都是存储在 B+ 树中，每一个索引在 InnoDB 里面对应一棵 B+ 树

eg：
有一个主键列为 ID 的表，表中有字段 k，并且在 k 上有索引。

mysql> create table T(
id int primary key, 
k int not null, 
name varchar(16),
index (k))engine=InnoDB;
1
2
3
4
5

表中 R1~R5 的 (ID,k) 值分别为 (100,1)、(200,2)、(300,3)、(500,5) 和 (600,6)，两棵树的示例示意图如下。

• 索引分类

根据叶子节点的内容，索引类型分为主键索引和非主键索引

• 主键索引
  主键索引的叶子节点存的是整行数据。在 InnoDB 里，主键索引也被称为聚簇索引（clustered index）。
  B+树主键索引的叶子节点存的是page （页），一个页里面可以存多个行

• 非主键索引
  非主键索引的叶子节点内容是主键的值。在 InnoDB 里，非主键索引也被称为二级索引（secondary index）。

主键索引和普通索引查询区别

• 如果语句是 select * from T where ID=500，即主键查询方式，则只需要搜索 ID 这棵 B+ 树；

• 如果语句是 select * from T where k=5，即普通索引查询方式，则需要先搜索 k 索引树，得到 ID 的值为 500，再到 ID 索引树搜索一次。这个过程称为回表。

也就是说，基于非主键索引的查询需要多扫描一棵索引树。因此，我们在应用中应该尽量使用主键查询。

4.3 索引维护

B+ 树为了维护索引有序性，在插入新值的时候需要做必要的维护。

以上面这个图为例，如果插入新的行 ID 值为 700，则只需要在 R5 的记录后面插入一个新记录。如果新插入的 ID 值为 400，就相对麻烦了，需要逻辑上挪动后面的数据，空出位置。

• 页分裂
  如果 R5 所在的数据页已经满了，根据 B+ 树的算法，这时候需要申请一个新的数据页，然后挪动部分数据过去。这个过程称为页分裂。在这种情况下，性能自然会受影响。除此之外，页分裂操作还影响数据页的利用率。原本放在一个页的数据，现在分到两个页中，整体空间利用率降低大约 50%。

• 页合并
  当相邻两个页由于删除了数据，利用率很低之后，会将数据页做合并。合并的过程，可以认为是分裂过程的逆过程。

自增主键
自增主键是指自增列上定义的主键，在建表语句中一般是这么定义的： NOT NULL PRIMARY KEY AUTO_INCREMENT。

自增主键的插入数据模式，符合递增插入的场景。每次插入一条新记录，都是追加操作，都不涉及到挪动其他记录，也不会触发叶子节点的分裂。
有业务逻辑的字段做主键，则往往不容易保证有序插入，这样写数据成本相对较高

eg:
假设你的表中确实有一个唯一字段，比如字符串类型的身份证号，那应该用身份证号做主键，还是用自增字段做主键呢？

由于每个非主键索引的叶子节点上都是主键的值。如果用身份证号做主键，那么每个二级索引的叶子节点占用约 20 个字节，而如果用整型做主键，则只要 4 个字节，如果是长整型（bigint）则是 8 个字节。

主键长度越小，普通索引的叶子节点就越小，普通索引占用的空间也就越小

从性能和存储空间方面考量，自增主键往往是更合理的选择

适用业务字段作为主键的场景

• 只有一个索引；
• 该索引必须是唯一索引。

直接将这个索引设置为主键，可以避免每次查询需要搜索两棵树

---

案例
InnoDB 表 T，如果重建索引 k,SQL如下:

alter table T drop index k;
alter table T add index(k);
1
2

如果要重建主键索引，也可以这么写

alter table T drop primary key;
alter table T add primary key(id);
1
2

是否合适？

答案 : 重建索引 k 的做法是合理的，可以达到省空间的目的。但是，重建主键的过程不合理。不论是删除主键还是创建主键，都会将整个表重建。所以连着执行这两个语句的话，第一个语句就白做了。这两个语句，你可以用这个语句代替 ： alter table T engine=InnoDB。

---

案例：
创建如下结构的表:

mysql> create table T (
ID int primary key,
k int NOT NULL DEFAULT 0, 
s varchar(16) NOT NULL DEFAULT '',
index k(k))
engine=InnoDB;

insert into T values(100,1, 'aa'),(200,2,'bb'),(300,3,'cc'),(500,5,'ee'),(600,6,'ff'),(700,7,'gg');
1
2
3
4
5
6
7
8

select * from T where k between 3 and 5
1

上述查询sql会执行几次数搜索，会扫描多少行?

上述sql的执行流程如下：

1.在 k 索引树上找到 k=3 的记录，取得 ID = 300；
2.再到 ID 索引树查到 ID=300 对应的 R3；
3.在 k 索引树取下一个值 k=5，取得 ID=500；
4.再回到 ID 索引树查到 ID=500 对应的 R4；
5.在 k 索引树取下一个值 k=6，不满足条件，循环结束。

回到主键索引树搜索的过程，我们称为回表
这个查询过程读了 k 索引树的 3 条记录（步骤 1、3 和 5），回表了两次（步骤 2 和 4）,回表操作会影响性能和查询速度，如何通过索引优化，避免回表呢？

4.4 覆盖索引

如果执行的语句是 select ID from T where k between 3 and 5，这时只需要查 ID 的值，而 ID 的值已经在 k 索引树上了，因此可以直接提供查询结果，不需要回表。
在这个查询里面，索引 k 已经“覆盖了”我们的查询需求，我们称为覆盖索引

由于覆盖索引可以减少树的搜索次数，显著提升查询性能，所以使用覆盖索引是一个常用的性能优化手段。

注意，在引擎内部使用覆盖索引在索引 k 上其实读了三个记录，R3~R5（对应的索引 k 上的记录项），但是对于 MySQL 的 Server 层来说，它就是找引擎拿到了两条记录，因此 MySQL 认为扫描行数是 2。

---

案例：
如下定义的表，是否有必要将身份证号和名字建立联合索引？

CREATE TABLE `tuser` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `id_card` varchar(32) DEFAULT NULL,
  `name` varchar(32) DEFAULT NULL,
  `age` int(11) DEFAULT NULL,
  `ismale` tinyint(1) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`),
  KEY `id_card` (`id_card`),
  KEY `name_age` (`name`,`age`)
) ENGINE=InnoDB
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10

• 如果有根据身份证号查询市民信息的需求，我们只要在身份证号字段上建立索引就够了。
• 如果现在有一个高频请求，要根据市民的身份证号查询他的姓名，这个联合索引就有意义了。它可以在这个高频请求上用到覆盖索引，不再需要回表查整行记录，减少语句的执行时间

---

4.5 最左前缀原则

B+ 树这种索引结构，可以利用索引的“最左前缀”，来定位记录

可以看到，索引项是按照索引定义里面出现的字段顺序排序的

• 当逻辑需求是查到所有名字是“张三”的人时，可以快速定位到 ID4，然后向后遍历得到所有需要的结果
• 查的是所有名字第一个字是“张”的人，你的 SQL 语句的条件是"where name like ‘张 %’"。这时，你也能够用上这个索引，查找到第一个符合条件的记录是 ID3，然后向后遍历，直到不满足条件为止

不只是索引的全部定义，只要满足最左前缀，就可以利用索引来加速检索。这个最左前缀可以是联合索引的最左 N 个字段，也可以是字符串索引的最左 M 个字符

• 问：建立联合索引时如何安排索引内字段顺序？
• 答：索引的复用能力

因为可以支持最左前缀，所以当已经有了 (a,b) 这个联合索引后，一般就不需要单独在 a 上建立索引了。因此，第一原则是，如果通过调整顺序，可以少维护一个索引，那么这个顺序往往就是需要优先考虑采用的

• 问：如果既有联合查询，又有基于 a、b 各自的查询呢？
• 答：查询条件里面只有 b 的语句，是无法使用 (a,b) 这个联合索引的，这时不得不维护另外一个索引，也就是需要同时维护 (a,b)、(b) 这两个索引

此时，我们要考虑的原则就是空间了。比如上面这个市民表的情况，name 字段是比 age 字段大的 ，那我就建议你创建一个（name,age) 的联合索引和一个 (age) 的单字段索引

---

4.6 索引下推

案例
不符合最左前缀的部分如何执行查询？
需求：检索出表中“名字第一个字是张，而且年龄是 10 岁的所有男孩”。那么，SQL 语句如下：

mysql> select * from tuser where name like '张%' and age=10 and ismale=1;
1

这个语句在搜索索引树的时候，只能用 “张”，找到第一个满足条件的记录 ID3，再判断其他条件是否满足，在 MySQL 5.6 之前，只能从 ID3 开始一个个回表。到主键索引上找出数据行，再对比字段值
而 MySQL 5.6 引入的索引下推优化（index condition pushdown)， 可以在索引遍历过程中，对索引中包含的字段先做判断，直接过滤掉不满足条件的记录，减少回表次数

无索引下推执行流程

索引下推执行流程

---

小结
在满足语句需求的情况下， 尽量少地访问资源是数据库设计的重要原则之一。在使用数据库的时候，尤其是在设计表结构时，也要以减少资源消耗作为目标

来源 《MySQL实战45讲》 林晓斌