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事务

事务，你肯定会想到 ACID（Atomicity、Consistency、Isolation、Durability，即原?性、?致性、隔离性、持久性）

读未提交：?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：?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：?个事务执?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?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?的。
串?化：顾名思义是对于同??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?个事务执?完成，才能继续执?。

若隔离级别是“串?化”，则在事务 B 执?“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?。所以从 A 的?度看， V1、V2 值是 1，V3 的值是 2。
总结即一个事物无法操作另一个执行中事物里的变量，被锁住直到事物结束。

oracle默认事物隔离级别为读提交，mysql默认为可重复读

查看数据库事物级别：
mysql：
新版方法：show variables like ‘transaction_isolation‘; 或 select @@transaction_isolation;
老版方法：show variables like ‘%tx_isolation%‘; 或 select @@tx_isolation;
oracle

首先创建一个事物：
declare
     trans_id Varchar2(100);
begin
     trans_id := dbms_transaction.local_transaction_id( TRUE );
end; 
执行sql查询事物隔离级别：
SELECT s.sid, s.serial#,
　　CASE BITAND(t.flag, POWER(2, 28))
　　　　WHEN 0 THEN ‘READ COMMITTED‘
　　　　ELSE ‘SERIALIZABLE‘
　　END AS isolation_level
FROM v$transaction t
JOIN v$session s ON t.addr = s.taddr AND s.sid = sys_context(‘USERENV‘, ‘SID‘);

可重复读场景举例：
管理一个个人银行账户表。一个表存了每个月月底的余额，一个表存了账单明细。这时候你要做数据校对，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。

可重复读实现原理：

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。

当前值是 4，但是在查询这条记录的时候，不同时刻启动的事务会有不同的 read-view。如图中看到的，在视图 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。
注：当事物无法引用到最早的回滚操作日志时会被删除，注意长事物长时间不释放回导致回滚日志过大。除了对回滚段的影响，长事务还占用锁资源，也可能拖垮整个库

避免长事物：
从应?开发端来看：
1. 减少使? set autocommit=0。改为1，通过 general_log 的?志可以确认是否使用自动提交。
2. 只读事物多个select不要? begin/commit 框起来。
3. 通过 SET MAX_EXECUTION_TIME 命令，来控制每个语句执?的最?时间，避免单个语句意外执?太?时间。
从数据库端来看：
1. 监控 information_schema.Innodb_trx 表，设置?事务阈值，超过就报警 / 或者 kill；
2. Percona 的 pt-kill 这个?具不错，推荐使?；
3. 在业务功能测试阶段要求输出所有的 general_log，分析?志?为提前发现问题；
4. 如果使?的是 MySQL 5.6 或者更新版本，把 innodb_undo_tablespaces 设置成 2（或更?的值）。如果真的出现?事务导致回滚段过?，这样设置后清理起来更?便。

begin/start transaction;启动事物
set autocommit=0自动提交关闭
commit提交事物

索引

索引的常?模型
1、哈希表
哈希表这种结构适?于只有等值查询的场景，?如 Memcached 及其他?些 NoSQL 引擎。
2、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?常优秀，不过数据更新元素大量移动，效率低，有序数组索引只适?于静态存储引擎，即数据不大会修改的场景。
3、树
二叉树查找效率高，但是一般不使用，索引不止存在内存中，还要写到磁盘上，数据多时数据节点过多，树过高，磁盘寻址多，效率低。
一般使用N叉树，以 InnoDB 的?个整数字段索引为例，这个 N 差不多是 1200。这棵树?是 4 的时候，就可以存1200 的 3 次?个值，这已经 17 亿了

InnoDB 的索引模型
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?式的表称为索引组织表。每?个索引在 InnoDB ??对应?棵 B+ 树。

主键索引和普通索引
根据叶?节点的内容，索引类型分为主键索引和?主键索引。
主键索引的叶?节点存的是整?数据。在 InnoDB ?，主键索引也被称为聚簇索引（clusteredindex）。
?主键索引的叶?节点内容是主键的值（MyISAM的索引叶子节点存储记录指针）。在 InnoDB ?，?主键索引也被称为?级索引（secondary index）。
补充：
InnoDB聚集索引的叶子节点存储行记录，因此， InnoDB必须要有，且只有一个聚集索引：
（1）如果表定义了PK，则PK就是聚集索引；
（2）如果表没有定义PK，则第一个not NULL unique列是聚集索引；
（3）否则，InnoDB会创建一个隐藏的row-id作为聚集索引；

如果语句是 select * from T where ID=500，即主键查询?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?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?次。这个过程称为回表
基于?主键索引的查询需要多扫描?棵索引树。因此，我们在应?中应该尽量使?主键查询。

B+树的叶子节点是page （页），一个页里面可以存多个行
主键bigint unsigned，无符号

B+树索引一个节点上数据顺序存储，中间插入数据后面的元素需要后移，若数据页已满则需要新建页并将部分数据移动到新页上，称为页分裂，除了性能外，?分裂操作还影响数据?的利?率。原本放在?个?的数据，现在分到两个?中，整体空间利?率降低?约 50%。

当然有分裂就有合并。当相邻两个?由于删除了数据，利?率很低之后，会将数据?做合并。合并的过程，可以认为是分裂过程的逆过程。
自增主键每次插??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?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?，这样写数据成本相对较?。
注意主键一般不使用长字段，主键?度越?，普通索引的叶?节点就越?，普通索引占?的空间也就越?。
不合适自增主键的场景：k-v键值对的场景，如nosql

select * from T where k between 3 and 5

语句执行过程：
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?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?个值 k=6，不满?条件，循环结束。
即：普通索引查询先找到索引对应的主键值再到主键索引找具体的数据，索引顺序查找，知道找到不满足条件的终止查找。
在这个过程中，回到主键索引树搜索的过程，我们称为回表。可以看到，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）。

避免回表
覆盖索引
select ID from T where k between 3 and 5，只查询id，id就在普通索引上，无需回表，索引K“覆盖”了我们的查询需求，称为覆盖索引
最左前缀
联合索引先按照第一个字段顺序排列，再排列第二个字段，查询若字段顺序放反达不到索引效果
索引下推
select * from tuser where name like ‘张 %‘ and age=10 and ismale=1;
在 MySQL 5.6 之前，只能从第一张对应的 ID3 开始?个个回表。到主键索引上找出数据?，再对?字段值。
? MySQL 5.6 引?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?条件的记录，减少回表次数。
即：若查询字段在索引中，会先按照条件筛选索引字段，再拿筛选后的结果去对比数据库数据找出无索引字段。

mysql官网：explain的输出结果Extra字段为Using index时，能够触发索引覆盖

细节：
索引只能定位到page，page内部怎么去定位行数据？内部有个有序数组，二分法

二级索引重建应该新建索引再做删除，如果有查询用到这个索引，此时索引已被删除，会导致业务抖动.
主键重建不能采用drop这种方式去按操作，因为所有数据都是以主键组织的，删了主键后，InnoDB会自己找一个主键组织数据，再次添加主键又会重新组织数据，重建表的次已达二次，我们可以直接Optimiz这个表

问题：如果插入的数据是在主键树叶子结点的中间，后面的所有页如果都是满的状态，是不是会造成后面的每一页都会去进行页分裂操作，直到最后一个页申请新页移过去最后一个值？
回答：不会，只会分裂它要写入的那个页面。每个页面之间是用指针串的，改指针就好了，不需要“后面的全部挪动

主键索引更改：
1. 直接删掉主键索引是不好的，它会使得所有的二级索引都失效，并且会用ROWID来作主键索引；
2. 看到mysql官方文档写了三种措施，第一个是整个数据库迁移，先dump出来再重建表（这个一般只适合离线的业务来做）；
第二个是用空的alter操作，比如ALTER TABLE t1 ENGINE = InnoDB;这样子就会原地重建表结构；
第三个是用repaire table，不过这个是由存储引擎决定支不支持的（innodb就不行）。
数据删除索引还在，占用的空间不会释放，可通过ALTER TABLE t1 ENGINE = InnoDB;重建索引

问题：非聚集索引上为啥叶子节点的value为什么不是地址，这样可以直接定位到整条数据，而不用再次对整棵树进行查询？
回答：这个叫作“堆组织表”，MyISAM就是这样的，各有利弊。你想一下如果修改了数据的位置的情况，InnoDB这种模式是不是就方便些

未走索引全表扫描的是主键索引树

非叶子节点存储大约 1200个：整型4个字节，加上辅助数据差不多每个key占13字节，16k/13

表的逻辑结构 ，表 —> 段 —> 段中存在数据段(leaf node segment) /索引段( Non-leaf node segment）,数据段就是主键索引的数据， 索引段就是二级索引的数据
每次新增数据每个索引都要相应增加对应值，故索引越多维护成本越高

查询数据的时候，大致的流程细化来说 , 通过执行器调用存储引擎，到表里的数据段／索引段取数据 ，数据是按照段->区->页维度去取 ， 取完后先放到数据缓冲池中，再通过二分法查询叶结点的有序链表数组找到行数据返回给用户 。 当数据量大的时候，会存在不同的区，取范围值的时候会到不同的区取页的数据返回用户。

like ‘j‘ 或 ‘j%‘ 可以使用索引，并且快速定位记录。
like ‘%j‘ 或 ‘%j%‘，只是在二级索引树上遍历查找记录，并不能快速定位（扫描了整棵索引树）。

覆盖索引要覆盖查询字段和where条件字段

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mysql系列--索引

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