建设网站所有步骤,电子商务网站开发的,网站专题策划页面怎么做,赣icp上饶网站建设一、基础架构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#xff0c;所有跨存储引擎的功能都在这一层实现#xff0c;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…一、基础架构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。1.1 连接器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。1.2 查询缓存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 ID10MySQL 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1.3 分析器 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。1.4 优化器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.c10 and t2.d20; 既可以先从表 t1 里面取出 c10 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 d20 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。1.5 执行器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 ID10;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。二、日志系统 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。2.1 redo logRedo 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”2.1.1 原因 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。2.1.2 解决思路 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。2.1.3 具体解决方案 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2.1.3.1 write pos 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。2.1.3.2 checkpoint 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。2.1.3.3 crash-safe 有了 redo logInnoDB 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-safe2.3 redo log和bin log区别与由来2.3.1 原因 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。2.3.2 区别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 ID2 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3.2 binlog 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3.2.1 update 语句执行流程mysql update T set cc1 where ID1;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3.2.2 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。1.先写 redo log 后写 binlog 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2.先写 binlog 后写 redo log 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3.总结 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3.2.3 数据库恢复 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。
