《MySQL45讲》读书笔记

重建表

alter table t engine = InnoDB（也就是recreate），而optimize table t 等于recreate+analyze，让表大小变小

重建表的执行流程

建立一个临时文件，扫描表 t 主键的所有数据页；
用数据页中表 t 的记录生成 B+ 树，存储到临时文件中；
生成临时文件的过程中，将所有对 t 的操作记录在一个日志文件（row log）中；
临时文件生成后，将日志文件中的操作应用到临时文件，得到一个逻辑数据上与表 t相同的数据文件；
用临时文件替换表 t 的数据文件。

注意：在重建表的时候， InnoDB不会把整张表占满，每个页留了1/16给后续的更新用。也就是说，其实重建表之后不是"最"紧凑的。

Online DDL

ALTER TABLE tbl_name ADD COLUMN col_name col_type, ALGORITHM=INPLACE, LOCK=NONE;

LOCK选项

SHARE：共享锁，执行DDL的表可以读，但是不可以写。
NONE：没有任何限制，执行DDL的表可读可写。
EXCLUSIVE：排它锁，执行DDL的表不可以读，也不可以写。
DEFAULT：默认值，也就是在DDL语句中不指定LOCK子句的时候使用的默认值。如果指定LOCK的值为DEFAULT，那就是交给MySQL子句去觉得锁还是不锁表。不建议使用，如果你确定你的DDL语句不会锁表，你可以不指定lock或者指定它的值为default，否则建议指定它的锁类型。

准备：
1、对表加元数据共享升级锁，并升级为排他锁；（此时DML不能并行）
2、判断使用inplace算法
3、判断语句是"rebuild table" 还是 "no-rebuild"，rebuild 在原表所在的路径下创建.frm和.ibd临时中转文件；
【在引擎层克隆，而不是像copy那样，在server层创建（create like）】

注意：加列的操作是需要rebuild table的
【rebuild table】---生成中转文件表

++++
no-rebuild的情况：
除创建二级索引外只创建.frm文件，其中添加二级索引操作最为特殊，该操作属于no-rebuild不会生成.ibd，
但实际上对.ibd文件却做了修改，该操作会在参数tmpdir指定路径下生成临时文件，用于存储索引排序结果，然后再合并到.ibd文件中
++++
4、申请row log空间，用于存放DDL执行阶段产生的DML操作。（no-rebuild不需要）【在innodb_sort_buffer块中】

执行：（online）
1、释放排他锁，保留元数据共享升级锁；（此时DML可以并行）
2、扫描原表主键以及二级索引的所有数据页，生成 B+ 树，存储到临时文件中；【在引擎层扫描，最耗时】
3、将所有对原表的DML操作记录在日志文件row log中，并回放部分row_log。

提交阶段：
1、升级元数据共享升级锁，产生排他锁锁表；（此时DML不能并行了）
2、重做row log中的内容；（no-rebuild不需要）
3、重命名原表文件，将临时文件改名为原表文件名，删除原表文件；
4、提交事务，变更完成。

在 InnoDB 引擎中 count(*)、count(1)、count(主键)、count(字段) 哪个性能最高？

count(字段)<count(主键 id)<count(1)≈count(*) 题目解析：

对于 count(主键 id) 来说，InnoDB 引擎会遍历整张表，把每一行的 id 值都取出来，返回给 server 层。server 层拿到 id 后，判断是不可能为空的，就按行累加。
对于 count(1) 来说，InnoDB 引擎遍历整张表，但不取值。server 层对于返回的每一行，放一个数字"1"进去，判断是不可能为空的，按行累加。
对于 count(字段) 来说，如果这个"字段"是定义为 not null 的话，一行行地从记录里面读出这个字段，判断不能为 null，按行累加；如果这个"字段"定义允许为 null，那么执行的时候，判断到有可能是 null，还要把值取出来再判断一下，不是 null 才累加。
对于 count(*) 来说，并不会把全部字段取出来，而是专门做了优化，不取值，直接按行累加。

所以最后得出的结果是：count(字段)<count(主键 id)<count(1)≈count(*)。

--single-transaction逻辑备份

当mysqldump使用参数--single-transaction的时候，导数据之前就会启动一个事务，来确保拿到一致性视图。

single-transaction方法只适用于所有的表使用事务引擎的库。如果有的表使用了不支持事务的引擎，那么备份就只能通过FTWRL（全局锁）方法。

这往往是DBA要求业务开发人员使用InnoDB替代MyISAM的原因之一。

当备库用--single-transaction做逻辑备份的时候，如果从主库的binlog传来一个DDL语句会怎么样？

Q1:SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;
Q2:START TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOT；
/* other tables */
Q3:SAVEPOINT sp;
/* 时刻 1 */
Q4:show create table `t1`;
/* 时刻 2 */
Q5:SELECT * FROM `t1`;
/* 时刻 3 */
Q6:ROLLBACK TO SAVEPOINT sp;
/* 时刻 4 */
/* other tables */

如果在Q4语句执行之前到达，现象：没有影响，备份拿到的是DDL后的表结构。
如果在"时刻 2"到达，则表结构被改过， Q5执行的时候，报 Table definition has changed,please retrytransaction，现象： mysqldump终止；
如果在"时刻2"和"时刻3"之间到达， mysqldump占着t1的MDL读锁， binlog被阻塞，现象：主从延迟，直到Q6执行完成。
从"时刻4"开始， mysqldump释放了MDL读锁，现象：没有影响，备份拿到的是DDL前的表结构。

删除一个表里面的前10000行数据

要删除一个表里面的前10000行数据，有以下三种方法可以做到：

第一种，直接执行delete from Tlimit 10000;

第二种，在一个连接中循环执行20次 delete from Tlimit 500;

第三种，在20个连接中同时执行delete from Tlimit 500。

分析：

第一种方式（即：直接执行delete from Tlimit 10000）里面，单个语句占用时间长，锁的时间也比较长；而且大事务还会导致主从延迟。

第二种方式是相对较好的。

第三种方式（即：在20个连接中同时执行delete from Tlimit 500），会人为造成锁冲突。

change buffer

当需要更新一个数据页时，如果数据页在内存中就直接更新，而如果这个数据页还没有在内存中的话，在不影响数据一致性的前提下， InooDB会将这些更新操作缓存在change buffer中，这样就不需要从磁盘中读入这个数据页了。在下次查询需要访问这个数据页的时候，将数据页读入内存，然后执行change buffer中与这个页有关的操作。通过这种方式就能保证这个数据逻辑的正确性。将change buffer中的操作应用到原数据页，得到最新结果的过程称为merge。除了访问这个数据页会触发merge外，系统有后台线程会定期merge。在数据库正常关闭（shutdown）的过程中，也会执行merge操作。对于唯一索引来说，所有的更新操作都要先判断这个操作是否违反唯一性约束。比如，要插入(4,400)这个记录，就要先判断现在表中是否已经存在k=4的记录，而这必须要将数据页读入内存才能判断。如果都已经读入到内存了，那直接更新内存会更快，就没必要使用change buffer了。

因此，唯一索引的更新就不能使用change buffer，实际上也只有普通索引可以使用。change buffer用的是buffer pool里的内存，因此不能无限增大。 change buffer的大小，可以通

过参数innodb_change_buffer_max_size来动态设置。这个参数设置为50的时候，表示changebuffer的大小最多只能占用buffer pool的50%。将数据从磁盘读入内存涉及随机IO的访问，是数据库里面成本最高的操作之一。 change buffer因为减少了随机磁盘访问，所以对更新性能的提升是会很明显的。

merge的执行流程是这样的：

从磁盘读入数据页到内存（老版本的数据页）；
从change buffer里找出这个数据页的change buffer 记录(可能有多个），依次应用，得到新版数据页；
写redo log。这个redo log包含了数据的变更和change buffer的变更。

redo log 主要节省的是随机写磁盘的IO消耗（转成顺序写），而change buffer主要节省的则是随机读磁盘的IO消耗。

字符集不同连表查询用不上索引

performance_schema库优化

MySQL 5.6版本以后提供的performance_schema库，就在file_summary_by_event_name

表里统计了每次IO请求的时间

Buffer Pool

Buffer Pool对查询的加速效果，依赖于一个重要的指标，即：内存命中率。

你可以在show engine innodb status结果中，查看一个系统当前的BP命中率。一般情况下，一个稳定服务的线上系统，要保证响应时间符合要求的话，内存命中率要在99%以上。

执行show engine innodb status ，可以看到"Buffer pool hit rate"字样，显示的就是当前的命中率。

InnoDB Buffer Pool的大小是由参数 innodb_buffer_pool_size确定的，一般建议设置成可用物理内存的60%~80%。

所以， innodb_buffer_pool_size小于磁盘的数据量是很常见的。如果一个 Buffer Pool满了，而又要从磁盘读入一个数据页，那肯定是要淘汰一个旧数据页的。

InnoDB管理Buffer Pool的LRU算法，是用链表来实现的。

在图的状态1里，链表头部是P1，表示P1是最近刚刚被访问过的数据页；假设内存里只能放下这么多数据页；
这时候有一个读请求访问P3，因此变成状态2， P3被移到最前面；
状态3表示，这次访问的数据页是不存在于链表中的，所以需要在Buffer Pool中新申请一个

数据页Px，加到链表头部。但是由于内存已经满了，不能申请新的内存。于是，会清空链表

末尾Pm这个数据页的内存，存入Px的内容，然后放到链表头部。

从效果上看，就是最久没有被访问的数据页Pm，被淘汰了。

实际上， InnoDB对LRU算法做了改进

在InnoDB实现上，按照5:3的比例把整个LRU链表分成了young区域和old区域。图中LRU_old指向的就是old区域的第一个位置，是整个链表的5/8处。也就是说，靠近链表头部的5/8是young区域，靠近链表尾部的3/8是old区域。改进后的LRU算法执行流程变成了下面这样。

图7中状态1，要访问数据页P3，由于P3在young区域，因此和优化前的LRU算法一样，将其移到链表头部，变成状态2。
之后要访问一个新的不存在于当前链表的数据页，这时候依然是淘汰掉数据页Pm，但是新插入的数据页Px，是放在LRU_old处。
处于old区域的数据页，每次被访问的时候都要做下面这个判断：

若这个数据页在LRU链表中存在的时间超过了1秒，就把它移动到链表头部；

如果这个数据页在LRU链表中存在的时间短于1秒，位置保持不变。 1秒这个时间，是由参数innodb_old_blocks_time控制的。其默认值是1000，单位毫秒。

MySQL采用的是边算边发的逻辑，因此对于数据量很大的查询结果来说，不会在server端保存完整的结果集。所以，如果客户端读结果不及时，会堵住MySQL的查询过程，但是不会把内

存打爆。而对于InnoDB引擎内部，由于有淘汰策略，大查询也不会导致内存暴涨。并且，由于InnoDB对LRU算法做了改进，冷数据的全表扫描，对Buffer Pool的影响也能做到可控。

InnoDB对Bufffer Pool的LRU算法做了优化，

即：第一次从磁盘读入内存的数据页，会先放在old区域。如果1秒之后这个数据页不再被访问了，就不会被移动到LRU链表头部，这样对Buffer Pool的命中率影响就不大。

但是，如果一个使用BNL算法的join语句（无索引join,参考https://www.cnblogs.com/booksea/p/17380941.html），多次扫描一个冷表，而且这个语句执行时间超过1秒，就会在再次扫描冷表的时候，把冷表的数据页移到LRU链表头部。

这种情况对应的，是冷表的数据量小于整个Buffer Pool的3/8，能够完全放入old区域的情况。如果这个冷表很大，就会出现另外一种情况：业务正常访问的数据页，没有机会进入young区

域。由于优化机制的存在，一个正常访问的数据页，要进入young区域，需要隔1秒后再次被访问到。但是，由于我们的join语句在循环读磁盘和淘汰内存页，进入old区域的数据页，很可能在1秒之内就被淘汰了。这样，就会导致这个MySQL实例的Buffer Pool在这段时间内， young区域的数据页没有被合理地淘汰。也就是说，这两种情况都会影响Buffer Pool的正常运作。

大表join操作虽然对IO有影响，但是在语句执行结束后，对IO的影响也就结束了。但是，对Buffer Pool的影响就是持续性的，需要依靠后续的查询请求慢慢恢复内存命中率。

判断要不要使用join语句时，就是看explain结果里面， Extra字段里面有没有出现"BlockNested Loop"字样。