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MySQL里面的引擎是什么？

存储引擎决定 MySQL 如何存储数据、建立索引、读写数据以及是否支持事务、锁等功能。

MYSQL执行一条语句的过程

连接器：建立连接，校验连接，管理连接

1. 查询缓存：如果命中缓存直接返回，否则继续查询。MySQL8.0版本后已经删除
2. 解析SQL：通过解析器对SQL查询进行语法分析，建立语法树。语法树是对SQL语句的结构化分析，根据不同的token拆分。 优化器会基于这个树判断有没有索引？使用索引是否划算？然后综合成本更低的执行计划
3. 执行SQL：
   • 预处理阶段：检查表或者字段是否存在，将*扩展为表上的所有列
   • 优化阶段，基于执行的成本考虑，选择执行成本最小的方式
   • 执行阶段：根据执行计划执行SQL查询语句，从存储引擎读取记录，回传客户端

InnoDB

MySQL主要有三种引擎：

• InnoDB：MySQL默认存储引擎，具有ACID特性，支持行锁，事务，外键约束。适用于高并发的读写，数据完整性和并发较强。支持崩溃恢复。
• Memory：Memory引擎将数据存在内存中，不支持事务，行锁，外键约束。重启数据会丢失。默认使用hash索引。
• MyISAM：适合大量读的操作，存储空间和内存消耗低。不支持事务，行锁，外键约束。

为什么 InnoDB 比 Memory 更适合高并发

1. InnoDB并发控制能力强，通过行级锁保证对同一张表的不同行并发操作。Memory不支持行级锁，导致高并发下很难处理事务
2. InnoDB可以实现MVCC，实现修改数据的时候读到未修改的历史版本，从而实现读写并发
3. InnoDB可以实现事务支持，保证并发下的正确性，Memory没有这些原生支持，并发下保持一致性成本比较高

MyISAM

MyISAM是非聚簇索引，索引存的是指向索引的指针 收起

SQL和NOSQL

关系型数据库sql支持ACID，即原子性，一致性，持久性，隔离性 非关系型数据库支持BASE：

• B：Basically Available —— 基本可用:系统发生故障的时候，不要求所有功能可用，基本功能要可以使用
• S：软状态，允许存在一致性窗口的中间状态
• E：最终一致性：中间状态最终要回到一致

C:一致性
A:原子性
P:分区容错
CAP理论主要是阐明分布式系统中在网络分区的情况下一致性和原子性的取舍
BASE理论是分布式系统中实际的应用

网络分区是分布式多节点下由于网络问题导致系统被分成无法通信的几个部分，通过raft算法保障多数派节点提交日志，保证一致性

数据库三大范式

1.字段不可再分 2.在第一范式的基础上，完全依赖主键 3.在第二范式的基础上，不能存在传递依赖

连表查询

• 内连接：两个表中的数据都匹配才返回
• 左连接：左表的数据全保存，右表查询不到返回NULL
• 右连接：和上面相反
• 全外连接：返回所有行，包括非匹配行，mysql之中不支持实现，需要用union实现

事务

事务是一组操作的集合，事务把所有操作作为一个整体向系统提交请求，这些操作要么全部成功，要么全部失败。

事务的特性（ACID）

• A原子性：一组事务要么全部成功要么全部失败
• C一致性：事务完毕时，所有的数据都保证一致状态
• I隔离性：数据库的隔离机制，确保事务不受其他并发请求的影响
• D持久性：事务一旦提交，对数据的修改是永久的

MySQL通过不同的方式来保证这四个特性： 原子性：undo log 一致性：通过原子性+隔离性+持久性来保证 隔离性：mvcc，锁机制 持久性：redo log

并发事务

脏读：读取到另一个事务还没有提交的数据

场景：AB同时查修改一个建，A查后修改这个键，但是本次事务还没有提交，B已经读到A修改之后的值了，如果A提交失败回滚，那么这个B读到的这个建就是过期的数据，这就是脏读

不可重复读：一个事务前后两次读取同一个数据但是结果不同

场景：AB同时查修改一个建，A查后修改这个键，但是B的查改更快，并且提交了事务，那么在A修改这个键的时候，会发现建的值已经不一样了，出现了前后两次读建不一样的问题，这种现象叫作不可重复读

幻读：一个事务内查询符合条件的记录条数，前后两次数量不一致，和不可重复读不一样的点在于不可重复读是针对一行数据update，而幻读是insert或者delete了一行

场景：AB同时查询age大于10的行，A查询到有4行，B也查询到有4行，A插入了一行，此时B查询变为5行，好像产生了幻觉，这就是幻读 解决方法：事务隔离级别

MySQL如何解决上述并发问题？主要是通过如下三个机制：

• 锁机制：MySQL的InnoDB和MYIsam都支持表级锁，InnoDB额外支持行级锁（除了被移除的BDB均不支持页级锁）。
• MVCC保证不同事务之间的隔离性，根据事务的隔离等级来选择合适的数据版本，保证数据的一致性
• 事务隔离等级，MYSQL通过多个事务隔离等级，在事务并行的时候控制事务的隔离等级，避免数据不一致的情况

事务隔离级别

事务隔离级别本质是并发性能和数据一致性之间的取舍 read uncommited读未提交：基本不提供隔离 read commited读已提交：只能读到其他事务已经提交的数据。使用mvcc解决——避免脏读 repeated read可重复读：同一个事务中的普通一致性读，看到的是一致的快照——避免脏读和不可重复读 serlalizable串行化：让并发事务表现的像一个一个执行，通过严格的锁约束限制并发访问——避免幻读，脏读和不可重复读

MySQL的默认隔离等级是可重复读

这四种隔离等级的实现是：

• 针对[读未提交]：直接读最新数据
• 对于[串行化]:通过读写锁防止并发访问
• 对于[读提交]和[可重复读]:通过read view来实现。区别在于read view创建时机的不同 [读提交]在每个select语句执行前都生成一个read view [可重复读]在每个事务前生成一个read view

read view是什么？
read view维护这样四个数据

• m_id:在创建read view的时候，当前数库中活跃的事务id列表。其中活跃事务指的是启动了但是还没有提交的事务
• min_trv_id:活跃事务中最小id最小的事务
• max_trv_id:创建read view的时候该给下一个事务的id，全局事务最大值+1
• create_trv_id:创建这个事务的id

在一个事务到来的时候，先对事务的id进行判断，如果小于最小活跃事务id，证明修改这个数据的事务早就提交了，那么可以查看。如果大于最大活跃事务id，那么证明这个数据的事务还没有提交，此时不允许查看。介于两个数中间的事务id就去活泼列表里面找，如果不在活跃列表里面，证明事务已经提交，可以查看否则要用到undolog找历史版本事务，再判断是否可见，直到找到一个可见的版本

MySQL的MVCC就是通过这样的版本链来实现的。 收起