面试经典-MySQL篇

一、MySQL组成

• MySQL数据库的连接池：由一个线程来监听一个连接上请求以及读取请求数据，解析出来一条我们发送过去的SQL语句
• SQL接口：负责处理接收到的SQL语句
• 查询解析器：让MySQL能看懂SQL语句
• 查询优化器：选择最优的查询路径
• 执行器：根据执行计划调用存储引擎的接口
• 存储引擎接口：真正执行SQL语句

二、InnoDB的数据更新过程

首先InnoDB存储引擎有一个重要内存结构为缓冲池，假设我们执行如下sql:

update users set name='xxx' where id=10

那么底层将有如下几个步骤：

• 看看“id=10”这一行数据是否在缓冲池里，如果不在的话，直接从磁盘里加载到缓冲池里来
• 对这行记录加独占锁
• 假设“id=10”这行数据的name原来是“zhangsan”，现在我们要更新为“xxx”，先把要更新的原来的值“zhangsan”和“id=10”这些信息，写入到undo日志文件中去
• 更新buffer pool中的缓存数据，现在已经把内存里的数据进行了修改，但是磁盘上的数据还没修改
• 这个时候，就必须要把对内存所做的修改写入到一个redo日志
• 提交事务的时候将redo日志写入磁盘中

三、MySQL自己的日志文件（binlog）

• binlog叫做归档日志，他里面记录的是“对users表中的id=10的一行数据做了更新操作，更新以后的值是什么”
• 提交事务的时候，同时会写入binlog到磁盘文件中去

四、MySQL核心结构

• Buffer Pool

Buffer Pool本质其实就是数据库的一个内存组件，默认情况下是128MB，还是有一点偏小了，我们实际生产环境下完全可以对Buffer Pool进行调整。数据库启动时会在Buffer Pool中划分出来一个一个的缓存页，一个缓存页的大小和磁盘上的一个数据页的大小是一一对应起来的，都是16KB，每个数据页中有很多行数据。

• free链表

他是一个双向链表数据结构，只要你一个缓存页是空闲的， 那么他的描述数据块就会被放入这个free链表中，当你需要把磁盘上的数据页读取到Buffer Pool中的缓存页里去的时候，我们需要从free链表里获取一个描述数据块，然后就可以获取对应的空闲缓存页，接着我们就可以把磁盘上的数据页读取到对应的缓存页里去，最后把那个描述数据块从free链表里去除就可以了。

• 数据页缓存哈希表

我们在执行增删改查的时候，肯定是先看看这个数据页有没有被缓存，用表空间号+数据页号，作为一个key，然后缓存页的地址作为value。

• flush链表

凡是被修改过的缓存页，都会把他的描述数据块加入到flush链表中去，flush的意思就是这些都是脏页，后续都是要flush刷新到磁盘上去的。

五、事务

四大事务问题：

• 脏写：事务B更新好的值被事务A回滚为事务A原先的值。
• 脏读：事务B去查询了事务A修改过的数据，但是此时事务A还没提交
• 不可重复读：事务A执行过程中事务B执行并提交，导致事务A两次读到的值不一样
• 幻读：事务A一开始查出了10条数据，事务B新增了2条数据，并且提交了，此时事务A再查发现查出了12条数据

四大隔离级别：

• read uncommitted（读未提交）：不允许发生脏写的，可能发生脏读，不可重复读，幻读。
• read committed（读已提交）：不会发生脏写和脏读，可能会发生不可重复读和幻读问题
• repeatable read（可重复读）：不会发生脏写和脏读和不可重复读，可能会幻读问题
• serializable（串行化）：不会发生脏写和脏读和不可重复读和幻读

MySQL默认设置的事务隔离级别是可重复读，而且MySQL的可重复读级别是可以避免幻读发生的，原理就是下面的MVCC机制。

六、MVCC机制

Mysql事务通过MVCC机制得以实现，我们每条数据其实都有两个隐藏字段，一个是trx_id，一个是roll_pointer，这个trx_id就是最近一次更新这条数据的事务id，roll_pointer就是指向你了你更新这个事务之前生成的undo log链。

执行一个事务的时候，就给你生成一个ReadView(视图)，ReadView包含以下信息：

• m_ids：此时有哪些事务在MySQL里执行还没提交的
• min_trx_id：m_ids里最小的值
• max_trx_id：mysql下一个要生成的事务id，就是最大事务id
• creator_trx_id：你这个事务的id

下面演示一下MVCC机制的执行步骤：

• 一个是事务A（id=45），一个是事务B（id=59），事务B是要去更新这行数据的，事务A是要去读取这行数据的值
• 现在事务A直接开启一个ReadView，这个ReadView里的m_ids就包含了事务A和事务B的两个id，45和59，然后min_trx_id就是45，max_trx_id就是60，creator_trx_id就是45，是事务A自己。
• 这个时候事务A第一次查询这行数据，会走一个判断，就是判断一下当前这行数据的txr_id是否小于ReadView中的min_trx_id，此时发现txr_id=32，是小于ReadView里的min_trx_id就是45的
• 说明你事务开启之前，修改这行数据的事务早就提交了，所以此时可以查到这行数据
• 接着事务B开始动手了，他把这行数据的值修改为了值B，然后这行数据的txr_id设置为自己的id，也就是59，同时roll_pointer指向了修改之前生成的一个undo log，接着这个事务B就提交了
• 这个时候事务A再次查询，此时查询的时候，会发现一个问题，那就是此时数据行里的txr_id=59，那么这个txr_id是大于ReadView里的min_txr_id(45)，同时小于ReadView里的max_trx_id（60）的
• 说明更新这条数据的事务，很可能就跟自己差不多同时开启的，于是会看一下这个txr_id=59，是否在ReadView的m_ids列表里？
• 果然，在ReadView的m_ids列表里，有45和59两个事务id，直接证实了，这个修改数据的事务是跟自己同一时段并发执行然后提交的，所以对这行数据是不能查询的
• 顺着这条数据的roll_pointer顺着undo log日志链条往下找，就会找到最近的一条undo log，trx_id是32，此时发现trx_id=32，是小于ReadView里的min_trx_id（45）的
• 说明这个undo log版本必然是在事务A开启之前就执行且提交的，那么读这条数据就可以了
• 总结来说：一个事务可以读到事务ID等于自身和比自己事务ID小的事务更新的值，但是也不是所有的事务ID比自己小的事务更新的值都能读到，还不能不在m_ids中

七、锁机制

• 当有一个事务加了独占锁之后，此时其他事务再要更新这行数据只能生成独占锁在后面等待。
• 当有人在更新数据的时候，其他的事务可以读取这行数据吗？默认情况下需要加锁吗？不用！因为有人在更新数据的时候，然后你要去读取这行数据，直接默认就是开启mvcc机制的。
• 那么假设万一要是你在执行查询操作的时候，就是想要加锁呢？那也是ok的，MySQL首先支持一种共享锁，就是S锁，这个共享锁的语法如下：select * from table lock in share mode，如果此时有别的事务在更新这行数据，已经加了独占锁了，此时你的共享锁能加吗？当然不行了，共享锁和独占锁是互斥的！此时你这个查询就只能等着了。
• 那么如果你先加了共享锁，然后别人来更新要加独占锁行吗？当然不行了，共享锁和独占锁是互斥的！此时你这个查询就只能等着了。
• 那么如果你在加共享锁的时候，别人也加共享锁呢？此时是可以的，你们俩都是可以加共享锁的，共享锁和共享锁是不会互斥的。

八、索引

MySQL的索引是用B+树来组成的，索引分为两种：

• 聚簇索引

如果一颗大的B+树索引数据结构里，叶子节点就是数据页自己本身，那么此时我们就可以称这颗B+树索引为聚簇索引！这个聚簇索引默认是按照主键来组织的，所以你在增删改数据的时候，一方面会更新数据页，另一方面其实会给你自动维护B+树结构的聚簇索引。

• 二级索引

比如你基于name字段建立了一个索引，那么此时你插入数据的时候，就会重新搞一颗B+树，B+树的叶子节点也是数据页，但是这个数据页里仅仅放主键字段和name字段。针对select * from table where name='xx’这样的语句，你先根据name字段值在name字段的索引B+树里找，找到叶子节点也仅仅可以找到对应的主键值，而找不到这行数据完整的所有字段。

索引使用原则：

• 等值匹配规则

就是你where语句中的几个字段名称和联合索引的字段完全一样，而且都是基于等号的等值匹配，那百分百会用上我们的索引

• 最左侧列匹配

这个意思就是假设我们联合索引是KEY(class_name, student_name, subject_name)，那么不一定必须要在where语句里根据三个字段来查，其实只要根据最左侧的部分字段来查，也是可以的。

• 最左前缀匹配原则

即如果你要用like语法来查，比如select * from student_score where class_name like ‘1%’，查找所有1打头的班级的分数，那么也是可以用到索引的。

• 范围查找规则

你的where语句里如果有范围查询，那只有对联合索引里最左侧的列进行范围查询才能用到索引！

• 等值匹配+范围匹配的规则

联合索引是KEY(class_name, student_name, subject_name)，如果你要是用select * from student_score where class_name=‘1班’ and student_name>‘’ and subject_name<‘’，首先可以用class_name在索引里精准定位到一波数据，接着这波数据里的student_name都是按照顺序排列的，所以student_name>'‘也会基于索引来查找，但是接下来的subject_name<’'是不能用索引的。为什么呢？因为student_name在不相同的情况下，subject_name是无序的，所以不能走索引，只能全表扫描。

执行计划的几个级别：

• const

直接就可以通过聚簇索引或者二级索引+聚簇索引回源，轻松查到你要的数据。这里有一个要点，你的二级索引必须是unique key唯一索引，才是属于const方式的

• ref

select * from table where name=x的语句，name是个普通二级索引，不是唯一索引，如果你用name IS NULL这种语法的话，即使name是主键或者唯一索引，还是只能走ref方式

• range

select * from table where age>=x and age <=x，假设age就是一个普通索引，此时就必然利用索引来进行范围筛选

• index

只要遍历二级索引就可以拿到你想要的数据，而不需要回源到聚簇索引的访问方式

• all

全表扫描