MYSQL

架构演变：

单机单库
主从架构
分库分表
云数据库

一、架构原理

1.1 Mysql体系架构

分为四层：网络连接层、服务层、存储引擎层和系统文件层

查询优化器：选取-投影-联接策略

日志文件

错误日志
通用查询日志
二进制日志（binlog）——记录对数据的修改操作
慢查询日志——记录所有超时的执行sql，主要是select，也会有insert等，默认是10S

数据文件

db.opt
frm
myd（myisam）
myi（myisam）
ibd and iddata（innodb）独享表空间、共享表空间
ibdata1（innodb）
pid
socket

1.2 Mysql运行机制

对上图的解析描述

客户端发起sql
查询缓存，有则返回，无则向下
解析器解析成解析树
预处理器解析为新解析树
查询优化器对新解析树分析生成执行计划
查询执行引擎按照执行计划通过API接口查询（Myisam或Innodb）
查询数据，返回给查询引擎
查询执行引擎更新缓存并且返回结果给客户端，结束。

show processlist;--查看连接数
show engines;--5.5开始默认采用Innodb

1.3 存储引擎

1.3.1 Innodb和Myisam对比

事务和外键
锁机制
索引结构
并发处理能力
存储文件
适用场景

总结：事务、并发修改，使用Innodb

快速查询、修改少，使用Myisam

综合来说，大多数情况，使用Innodb

1.3.2 存储结构

先从左到右解读：
内存、磁盘两大块
再对各个深度解读：
内存：

buffer pool简称BP

采用链表的结构，页为单位，16k

page

free page 空闲页
clean page 无修改页
dirty page 修改页

LRU算法管理BP

changed buffer简称CB

占用BP空间

adaptive hash Index

log buffer

redo、undo日志

磁盘：

Tablespace、Innodb Data Dictionary（.frm有重合，新版本移除），DoubleWrite buffer、Redo log and Undo log

Redo 记录了所有的BP的修改

Undo 记录了修改前的记录

1.3.3 线程模型

IO Thread

磁盘和缓存间的读写
Purge Thread

回收事务提交后的undo页
Page cleaner Thread

脏页刷盘，调用write线程，覆盖redo页
Master Thread

主线程，负责调度其它线程，优先级最高。包含上述的操作，完成数据的刷盘，保持磁盘和内存的数据一致性

1.3.4 数据文件

Ibd文件-Segment段-Extent区-Page页-Row行

表空间有多个ibd文件

segment有索引段，数据段，回滚段，前两者是必须的。

区，分配资源的最小单位。

page，数据页，undo页，系统页，事务数据页，Blob对象页

1.3.5 undo log

在事务提交完成后，undo log会被放入删除列表，通过后台线程purge Thread回收。

其属于逻辑日志，如果事务为删除，则记录相反的插入。保证恢复。

存储：采用回滚段管理，一个回滚段包含1024个segment

作用：实现事务原子性；实现mvcc，提供快照读。

A事务提交更新操作，会生成一条记录在undo log，供此时其它查询操作快照读。

1.3.6 redo log和binlog

redo log保存了事务提交时的操作，当事务提交操作中断，达到重做的目的。

生命周期：事务提交时生成，事务执行完成，数据写到磁盘，redolog就可以覆盖了。

写入机制：顺序循环写入，checkpoint 、write pos

binlog：记录所有的数据库表结构更改、数据修改操作

场景：主从复制

数据恢复

文件记录模式：

statement：解析成语句，ID值无法一致，now函数等

row：alter操作会产生大量数据，每一行都能记录，完整恢复

mixed：

二、索引原理

2.1 索引类型

普通索引：基于普通字段建立的索引。

唯一索引：创建索引的字段的值必须唯一，允许空值。unique Index，索引前使用唯一关键字

主键索引：primary key，特殊的唯一索引

复合索引：对多列创建索引。超过2列称为宽索引。

全文索引：fulltext index,使用——match(colname) against (‘aaa’)

2.2 索引原理

索引在ibd（Innodb）中，利用page存储；

利用二分查找，hash，B+树。

hash主要在自适应hash中，Innodb对热点数据自动创建的。

2.2.1 B+树

B树：数据按照B树的形式存放，每个节点包含多个索引及数据，按照树的节点查找数据，实现了二分。

B+树：非叶子节点不存储数据，只存放索引值，可以存放更多索引值。

叶子节点包含了所有数据，有索引+数据。叶子节点用指针连接，当锁定到子节点范围时，只需要叶子节点利用指针遍历，不需要跨回去上一层。

2.2.2 聚簇索引、辅助索引

Innodb的表要求必须有且只有一个聚簇索引——里面存放了索引值及所有的数据

主键索引
第一个非空unique作为索引
隐藏rowid作为聚簇索引

辅助索引，也是非聚簇索引，同样是B+，不同的是其索引值对应的数据是主键。

叫二级索引，需要回表查询，先通过索引找到主键值，然后在聚簇索引中找到数据值。

2.3 索引分析、优化

2.3.1 explain命令

select_type 查询方式simple，union等
type存储引擎查询数据方式，all,index,range等
possible key可能使用的索引
key使用的索引
rows扫描的行数
extra操作相关的提示信息。包括索引执行情况，查询结果等

2.3.2 回表查询

即前面的辅助索引，需要通过索引查找主键值，再到聚簇索引查找记录。

2.3.3 覆盖索引

一个SQL查询所需要的列都在一个索引树上，无需回表。select中、where条件中用到的列。建立组合索引。

2.3.4 最左前缀——最左原则

ABC索引，生效情况：A，AB，ABC，最左侧的列必须使用。

2.3.5 like查询

在’5%'可以生效，其它情况不生效。

2.3.6 null值查询

索引生效。

2.3.7 索引排序

filesort（双路排序）、Index（单路排序）

where+order加起来，匹配上最左也会覆盖索引。

同时asc，desc，多列里，索引排序失效，走filesort

2.4 查询优化

慢查询定位slow_query_log;long_query_time

查看日志：打开slow.log即可

慢查询跟是否索引命中没有必然联系

慢查询是指查询超过了设定的查询时间阈值。命中索引的查询如果过滤性不强，也会很耗时。

思考：

select * from temp where id = 3;--id是主键，需要回表吗？temp字段有多个

分页优化：

覆盖索引；子查询

三、Mysql事务和锁

3.1 ACID

A原子性：底层利用redo，undo保证

D持久性：数据刷盘。WAL技术，write ahead log，写前记录日志。

I隔离性：mvcc，隔离级别

C一致性：数据完整性限制。

3.2 事务控制的演进

更新丢失
脏读
不可重复读——针对同一行记录
幻读——针对总记录数

3.2.1、排队

序列化

3.2.2、排它锁

不区分读写，都锁住

3.2.3、读写锁

细化了锁的粒度，读读之间可以共享锁，读锁。

3.2.4、MVCC

多版本并发控制multi version concurrent control；多了一个读写并行、写读并行

利用redo，undo，binlog，锁进行。

mvcc首先是为了解决读跟写引发的并发环境下的问题；读、写这两个的并发情况可以解决，但是写跟写还是无法解决的；

然后他的主要思想是copy on write，就是每次的写，会先copy一份，记录下来，放到undo里面，undo里面就有当前的记录的数据信息，以及事务id，rowid，回滚指针；回滚指针意思是指向前一个状态的事务id，比如写之前的，这样发生回滚，就能拿到上一个undo的日志，取出里面存放的数据，然后进行rollback，事务执行失败，需要回滚，就要拿到上一个状态的事务；同时，在完成事务前，其实还得记录redo日志，就是当前的事务可能会因宕机丢失，这样拿到redo日志，重新执行，可以保证事务不丢失。

这样他解决的就是写和读的并发问题，在写的时候，可以提供快照度、当前读，写和写则是无法解决的。

mvcc中，对某条记录加了写锁，会在undo中提供一个快照，也就是事务提交前的数据状态，供其他事务读，写是不能的。当事务提交后，其他事务就可以读到新的记录。例如：

begin;
update user set age = 20 where id = 1;--A tc,|  1 | a1    |  12 | update before,not commit
select * from user where id =1;--B tc select result age=12;
commit;--A tc
select * from user where id =1;--B tc query result age=20; after update commit;

这是不是不可重复读？

select * from user where id =1 lock in share mode;

如果说需要手动用读锁，确实是锁住了的。

3.3 事务隔离级别

为什么是默认可重复读呢：

那就拿读已提交来对比咯，串行化跟读未提交就不用对比了，很显然，串行化并发度太小，虽然基本不会产生并发问题；

而读未提交，则明显并发问题最多，两个事务之间，对记录的修改，基本是没有任何加锁操作，那么就剩下两个之间了，而这也是主流数据库会选择的。Mybatis基于我们实际工作来讲，他更多应用于互联网企业，更多的并发场景，那么显然，他肯定对并发问题出现的要求更高，读已提交，可重复读，就是保证的行记录的问题了，两次读之间，不允许别的记录修改。也就是行锁，读已提交，则是只要事务提交了，就允许读，没有加读锁，Mybatis默认可重复读，这个特性对于高并发场景恰恰就很重要啊。这里又可以引申出来，读锁、写锁，加了读锁，那么就只允许所有事务进行读，不允许其他事务对该记录进行写操作。Mybatis应用于电商，就很常见了，假如两次读出来数据不一样，那么肯定生产事故了。

3.3.1 Mysql数据库隔离级别

通过修改默认隔离级别，set tx_isolation来修改。

然后开启两个事务，分别进行dml操作。观察隔离级别的影响。

读未提交：未提交的事务操作会被查出来
读已提交RC read committed
可重复读（RR repeatable read）：

幻读可能产生。

当a事务在两次select中间，B事务对该select内容进行了insert，并提交。这种情况不发生幻读。

而A事务如果在第二次select之前，B事务Commit之后，对B新增的记录进行了Update，那么会产生幻读，也即是A的第二次select会把B提交的那条记录，A修改的内容给显示出来。
串行化：serial

两事务如果是读，那么互不影响。

如果是一方是写，那么另一方需要等待前者的事务commit。

例如：

A进行了update，未提交，此时B进行select，该过程会阻塞，待A commit后，B取消阻塞，显示出select结果。

3.3.2 隔离级别和锁

事务隔离级别是事务并发控制的整体解决方案。本质是封装锁和mvcc，隐藏底层实现的细节。
事务隔离就是根据锁来实现的，根据不同类型、强度的锁，来对数据库的读写操作进行限制。
对于用户使用，先选择隔离级别，当一些复杂场景无法实现，再手动设置锁。

3.4 锁机制和实战

3.4.1 锁分类

表锁MyIsam、页锁BDB、行锁InnoDb

三者的并发度依次增大。

页锁是对表中某行相邻的一组数据加锁。

行锁：

读锁S（共享锁）：多个读操作可以共同进行。
写锁X（排它锁）：写操作完成前，阻塞其它的读和写。

IS，IX：意向读锁、意向写锁。针对S、X锁（行级锁），追加的表级锁。利于判断该表中是否包含针对某行的锁，如果有这个锁，说明这个表里包含有某行记录的行锁，这样就不需要进入表中对每行数据进行是否有加行锁判断。类似生活中：酒店房门前悬挂免打扰牌子。

S锁，允许当前加锁的事务进行读，不允许写操作。同时允许其他事务获取该记录的S锁，并且不允许进行写操作。必须等当前事务的读操作完成，该记录的所有S锁释放后，才可进行写操作。

X锁，A事务对记录加了X锁，那么可以获得读写权限，其他事务不能对该记录进行读写。

从性质来讲，以上都是悲观锁。乐观锁一般由开发者自己实现。

3.4.2 行锁原理

Innodb行锁是通过对索引数据页上的记录加锁实现的。分为三种：Record lock，Gap lock和Next-key lock。

Record lock：锁定单个记录（RC，RR）
gaplock：锁定索引间隙，保持间隙不变（范围锁，RR）
next-key lock：记录锁+间隙锁，锁住记录及间隙（RR）

在RR隔离级别，Innodb对行加锁先采用next-key lock，当SQL操作含有唯一索引时，会优化加锁操作，降级为Record lock。

普通的select语句，基于mvcc的读非阻塞，不加锁。

select from in share mode共享读锁。

测试数据：

--建表
create table t1(
id int,
name varchar(20))engine=innodb charset=utf8;
create index id on t1(id);
--插入测试数据
insert into t1 values (1,'a');--1,3,5,7
begin;--开启事务
select * from t1 where id = 5 for update;--使用next-key锁，3，7也锁住，无唯一索引
--在另一端口开启事务，模仿多事务
use lagou
insert into values(2,'e');--插入成功，1，3的间隙不会被锁住
insert into values(4,'3');--阻塞，3，5间隙锁
--若没有索引，那么锁表，因为Innodb是基于索引加锁的
drop index id on t1;
show index from t1;
insert into values (199,'we');--不成功，阻塞

表级锁

lock table t1 read;--表级读锁其它事务可以读，不可写
select * from t1;--正常
update t1 set name = 'b' where id=1;--当前事务，其它事务都失败
show open tables;--查看表上加过的锁
unlock tables;--删除锁
lock table t1 write;--写锁，其它事务所有操作都阻塞，读也不行，当前事务读写都可以

行级锁

select * from t1 lock in share mode;--只能读取，不能修改
--无索引，锁全表
select * from t1 where id =1 for update;--加上行锁，写锁
--另一个事务，如果是如上获取写锁，是不行的
select * from t1 where id = 1;--普通查询则没有问题，不涉及任何锁
--update也是不行的

乐观锁

方式：version；时间戳，对比是否为最新时间

create table products(
id int primary key,
quantity int,
version int)engine=innodb charset=utf8;
insert into products values (1,100,1);
update products set quantity=quantity-1,version=version-1 where id=1 and version = 1;
--另一个事务，0match

hibernate封装了version的乐观锁，Mybatis使用OptimisticLocker插件。

3.4.3 死锁

表级

解决：一般是程序设计bug，保证锁的顺序，避免互相争夺锁，不要同时锁住两个资源
行级

扫描无索引的查询，导致全表锁定。表锁。

解决：不要使用太复杂的查询，或者进行explain优化，简历索引。

两条不同的行，需要互相争夺
共享锁升级排它锁

一个读锁未释放，另一事务加排它锁，本事务也需要加，导致争夺。

解决：前端控制按钮，不可重复点击，避免重复提交产生的情况；

乐观锁实现。来自外部的系统不受控制，导致脏数据。

死锁排查：

show engine innodb status
show status like 'innodb_row_lock%'

四、Mysql集群架构

4.1 架构设计

可用性->冗余节点->数据一致性->数据同步

主从模式、双主模式，双主双写，双主单写（推荐）

扩展性：加从库，但是会增加主库的性能损耗。分库分表：水平、垂直拆分

一致性：不使用从库；访问路由层控制，获得主从同步的最大时间t，数据发生修改时，在t时间内只访问主库。

4.2 主从模式

默认采用异步的形式复制，可以通过参数，设定复制特定数据库、特定表。

主从部署条件：

主库开启binlog
主从可以互通
主从serverid不同

4.2.2 实现原理

描述：**主库部分:**master发生修改时，记录变更操作到binlog日志中，且BinlogDump Thread把日志推送到从库的IO Thread，

从库部分：从库的IO将读取到的信息写入从库relay log中，SQL Thread检测到relay log的变更，解析内容进行更新。

存在问题：1、宕机后，可能发生数据丢失（binlog推送是异步导致）

2、从库只一个sql Thread，写压力大，复制延迟。

解决：半同步复制、并行复制。

半同步复制

跟全同步区别就是，不等待从库的commit relay内容，而是在从库的binlog接收后就进行主库的commit了。

5.5的半同步与5.7的增强半同步区别

after-commit:主库提交后才接收从库的ack

after-sync：主库推送binlog时接收ack后才commit

并行复制

MTS（multi Thread slave）针对从库

IO Thread、Sql Thread都是单线程的，有性能问题。

演进

5.6 针对数据库的多线程，一个库一个线程，多个库，多线程。一个库的多线程未实现，并行事务的处理顺序也不行。

5.7 组提交，对事务分组，一组事务提交。找出无冲突的事务

Innodb 两阶段提交事务

prepare时会把事务写入undo，redo中，此时事务是否有冲突就可以检测出来了，commit

实现原理：

基于gtid，对应从库也有一个id

记录last_commited,sequence_number,last相同的，可以放一起并行。

8.0 基于write-set，维护一个集合变量来存储需要修改的记录信息（主键哈希值），如果有冲突，说明修改的是同一主键的数据，即同一行数据。没有冲突即可并行。此时的并行就到了row的级别。

并行复制监控

show slave status;

4.2.3 实战

mysql 5.7.28

rpm -qa|grep mariadb#检测默认的
#移除
rpm -e mariadb.. --nodeps
#安装RPM
rpm -ivh ..
#顺序
common->community->compat->client->server->devel
mysqld --initialize --user=mysql#初始化
#初始生成密码
cat /var/log/mysqld.log#最后可以查看
mysql -uroot -p#登录账户
#修改密码
set password=password('root');
systemctl start mysqld.service#开机服务启动
systemctl status mysqld.service#查看状态

关闭防火墙：

systemctl stop iptables
systemctl stop firewalld
systemctl disable firewalld.service #停用开机启动

主从设置

#my.cnf
log_bin=mysql-bin
server-id=1
sync-binlog=1#启用binlog同步
binlog-ignore=xx#不同步的对象
#重启
systemctl restart mysqld
#主库授权，进入数据库
grant replication slave on *.* to 'root'@'%' identified by 'root';
grant all privileges on *.* to 'root'@'%' identified by 'root';
flush privileges;
show master status;#查看主库信息
#从库配置 vi /etc/my.cnf
server-id=2
read_only=1
relay_log=mysql-relay
#重启

show slave status;
change master to master_host='',master_port=3306,master_user='root',master_password='root',master_log_file=''
,master_log_pos=;
start slave status;
--关闭
stop slave status;

运行一段时间后，增加一个从库，如何操作？

如果按照第一个从库的做法，那么需要同步的数据是很大的，会增加主库的负担。

解决：找一个最新的从库，利用mysqldump工具导出数据到新的库，然后建立主从。

mysqldump --all-databases > mysql_backup_all.sql -uroot -p

半同步复制

主库、从库

select @@have_dynamic_loading;--动态插件
show plugins;
install plugin rpl_semi_sync_master soname 'semisync_master.so';--从库为slave，只需要启用即可
--开启功能
show variables like '%semi%';
--set或者修改配置文件，set 值=1
--开启，修改timeout
--重启从库 stop slave;start slave;

查看日志，验证是否成功启动

cd /var/log
cat mysqld.log

semi出现。

并行复制

修改参数即可

show variables like '%binlog_group%';--设置主库的延迟，事务数，事务组
--从库
show variables like '%slave%';--type,worker4-8,
--开启recovery，Repository=table

修改配置文件需要重启服务，命令不需要，有些只读的只能改配置文件，或者有些会被恢复掉。

4.2.4 读写分离

主从模式的基础上，实现主负责写，从负责读。

减少了读写锁的冲突，提升了读写性能。主要是读。

索引的影响也减少了，只在从库加，主库不加，提升写效率。

问题：主从同步延迟，读写分配机制。

解决：

写后立刻读；读主库。

二次查询；先查从库，再查主库。有可能增加主库压力，遭到恶意攻击，封装api操作。

根据业务特殊处理。实时性高、重要程度高，就放在主库。

方案落地

关键就是读写路由分配机制。

编程实现

代理实现：mycat，shardingjdbc

实战

解压，修改配置文件my-proxy.cnf

#数据库信息
user=root
admin-username=root
admin-password=root
proxy-address=xxxx:4040#当前代理主机地址，默认4040端口
proxy-backend-addresses=x.x.x.x:3306#主库的IP端口信息，多个用，隔开
proxy-read-only-addresses=x.x.x.x:3306#从库，只读
proxy-lua-script=/root/xx/xx/x.lua #绝对路径，使用自带的lua脚本，用于实现分发读写到主从库的控制逻辑。
log-file=/var/log/mysql-proxy.log#日志路径
log-level=debug
daemon=true#指定守护进程的形式运行
keepalive=true#故障重试，尝试重启#然后修改权限
chmod 660 /etc/mysql-proxy.cnf#可读写
#修改lua脚本配置项，最小读写数设为1
#为什么用./mysql-proxy？因为默认是在usr/bin目录下查找，./指定当前bin目录
./mysql-proxy --defaults-file=/etc/mysql-proxy.cnf#指定启动加载的配置文件

测试使用，新建连接，对proxy连接，类似数据库连接。

利用写是对主库操作，读对从库操作，那么当从库关闭stop slave;的时候，数据不同步了，主库正常插入，说明是起作用，写分离。

数据状态最新的没有同步过来，proxy查询的还是从库的旧数据，说明读分离。

命令行登录远程数据库

mysql -h192.168.95.134 -P4040 -uroot -p;

4.3 双主模式

双主双写

ID冲突，写入时，未同步过去，两边都插入了。步长解决，135，248，但仍是扩展性不好，运维不易

更新丢失，更新时，被覆盖
双主单写

VIP：虚拟IP，virtual

高可用组件

作用：主库故障自动切换。

keepalived

MMM（3M）架构：Master-Master Replication for Mysql，双主复制。用agent监听各实例

MHA架构：Master High Avaliability。主从模式。一主多从，主挂了，在从库选一个做主。manager不要放在主库节点。利用节点，植入每个库中。监听库的状态。一个manager可以监听多个主从集群，上百台机器。

双主双写实战

加一个master。

在原有master的配置基础下，增加备份机制，互为主备的条件。

relay_log=mysql-relay-bin
log_slave_updates=1
auto_increment_offset=1#指定递增开始
auto_increment_increment=2#指定递增值，用于步长实现，1，3，5
#重启

主备切换策略

可靠性

可用性

4.4 分库分表

垂直拆分：单库表多分库存，单表字段多，分表。（切蛋糕，竖着）无法解决表的数据量问题，要搭配水平拆分。

问题：主键冗余，每个拆分出去的表都需要

水平拆分：单表记录过多，按数据特征分表（固定记录条数、时间、字段属性），分表过多后，就需要搭配垂直拆分

（切蛋糕，横着）

一般开发专注水平拆分。

主键策略

应对分库分表的环境主键增长。

UUID
COMB——解决UUID的无序问题
snowflake
主键生成表

分片策略

分片就是确定数据在多台存储设备中的分布。实现分库分表目的的依据。

范围分片
哈希取模
一致性哈希

扩容方案

停机扩容
平滑扩容

成倍扩容，双主双写，同步过去。采用新的哈希进行分片，把冗余数据删除。

ShardingSphere

Sharding Jdbc：应用层编码+配置实现读写分离
Sharding Proxy：服务端的代理，相当于一台数据库，由它路由转发读写到实际的库。

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