标签：sql 语句 返回 新版 静态 现在 因此 崩溃 主从 磁盘
MySQL 可以分为 Server 层和存储引擎层两部分。
Server 层包括连接器、查询缓存、分析器、优化器、执行器等，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。
而存储引擎层负责数据的存储和提取。支持 InnoDB、MyISAM等多个存储引擎。最常用的存储引擎是 InnoDB，从 MySQL 5.5.5 版本开始成为了默认存储引擎。
首先，连接器负责跟客户端建立连接、获取权限、维持和管理连接。连接命令一般是
mysql -h 11.28.19.14 -P 3306 -u xiaoming -p
在完成经典的 TCP 握手后，连接器就要开始认证你的身份，这个时候用的就是你输入的用户名和密码。连接完成后，如果你没有后续的动作，这个连接就处于空闲状态，你可以在 show processlist 命令中看到它
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，建议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。
但全部使用长连接后，可能会发现，有些时候 MySQL 占用内存涨得特别快，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。
Java中运用的数据库连接池就是这么个办法原理或者及时关闭。还有就是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。会将连接恢复到刚刚创建完时的状态。
连接建立后，就可以执行语句了。
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。
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。
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。因此可能费劲地把结果存起来，还没使用就被一个更新全清空了。对于更新大的数据库来说，查询缓存的命中率会非常低。除非是有一张静态表，很长时间更新一次。比如，一个系统配置表
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。
对于确定要使用查询缓存的语句，可以用 SQL_CACHE 显式指定select SQL_CACHE * from T where ID=10；
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
? 如果没有命中查询缓存，就要开始真正执行语句了。
? 分析器先会做“词法分析”。你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 从你输入的"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。
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。比如：
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。
? 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
? 具体优化后面讲，优化器阶段完成后，这个语句的执行方案就确定下来了，然后进入执行器阶段。
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 (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)。
select * from T where ID=10;
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
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。
数据库的慢查询日志中看到一个 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
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。后面会专门讲存储引擎的内部机制，会有详细的说明。
? 前面介绍过 SQL 语句基本的执行链路。查询语句的那一套流程，更新语句也是同样会走一遍。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。
? 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，主角：redo log（重做日志）和 binlog（归档日志）。
Redo log不是记录数据页“更新之后的状态”，而是记录这个页 “做了什么改动”
? MySQL 里有一个问题，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WAL的思路来提升更新效率，WAL 的全称是 Write-Ahead Logging，它的关键点就是先写日志，再写磁盘，也就是先写到日志，等系统比较空闲的时候再写磁盘。
? 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
? 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。
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
? binlog 会记录所有的逻辑操作，并且是采用“追加写”的形式。
? 有两种模式，statement 格式的话是记sql语句， row格式会记录行的内容，记两条，更新前和更新后都有
? 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
mysql> update T set c=c+1 where ID=1;
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"
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 redolog 再写 binlog，或者采用反过来的顺序。我们看看这两种方式会有什么问题。
? 假设在 redo log 写完，binlog 还没有写完的时候，MySQL 进程异常重启。由于我们前面说过的，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
? 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
? 当你需要扩容的时候，也就是需要再多搭建一些备库来增加系统的读能力的时候，现在常见的做法也是用全量备份加上应用binlog 来实现的，这个“不一致”就会导致你的线上出现主从数据库不一致的情况。
? 简单说，redo log 和 binlog 都可以用于表示事务的提交状态，而两阶段提交就是让这两个状态保持逻辑上的一致
? 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：
? 1.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；
? 2.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
? 3.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。
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