前言
本文是筆者學習“林曉斌”老師的《MySQL實戰45講》過程中的，對知識點的總結歸納以及對問題的思考記錄，課程18年11月就出了，當時連載形式，我就上班途中一邊開車一邊聽，學的比較糙，時隔兩年現在再回頭仔細回顧總結下。《MySQL實戰45講》是極客時間的收費課程，價格幾十塊並不貴，但是絕對是一個好課程，筆者收益頗深，推薦大家閱讀。
第一章《一條查詢SQL是如何執行的》總結
在第一篇文章中,作者主要通過一條查詢SQL是如何執行的為出發點,介紹了MySQL的組成部分,每個部分做哪些事:
名詞解釋
聯結器:主要管理與客戶端的連線,鑑權以及安全性的校驗工作。
查詢快取:MySQL為了提高查詢效率，可能會將熱點資料放入記憶體中，以便下次查詢直接從查詢快取中返回資料。
分析器:當快取中沒有命中，就會想通過分析器，對SQL進行語法分析，是否合法等。
優化器:主要工作就是查詢動作的優化，比如是否走索引，選擇哪一個索引等。
執行器:負責執行SQL的部分，通過介面與儲存引擎互動，獲取查詢結果並返回。
儲存引擎:負責MySQL的資料儲存和提取，索引結構都是有儲存引擎定義的，並且是可拔插式的，使用者可以根據自己需求選擇不同的儲存引擎，主要有InnoDB和MyISMA，MySQL5.5.5之後預設使用的是InnoDB。
執行步驟
那麼一條查詢SQL時如何通過這些元件執行的呢？
1、首先客戶端需要連線到MySQL服務端，這時就需要聯結器來驗證使用者名稱和密碼，建立TCP連線了。連線後如果連線長期處理空閒狀態，聯結器就會自動斷開他，預設是8小時，可以通過wait_timeout設定。
2、連線成功後，客戶端向MySQL傳送執行命令，比如傳送一條查詢語句：SELECT * FROM user WHERE id = 1;首先MySQL會在查詢快取中看是否存在該條資料的快取，如果有就直接返回。沒有則進入下一步。其實查詢快取在8.0版本後就移除了，因為查詢快取會在更新時全部清空，所以對於更新頻率較高的場景，查詢快取會變得費力不討好了，也可以通過query_cash_type設定成DEMAND禁用查詢快取。
3、先經過分析器，對改條SQL進行語法分析，是否符合語法規範，是查詢語句還是更新語句等，是需要對哪張表進行操作。
4、之後通過優化器，發現id是主鍵，可以使用主鍵索引。
5、通過執行器，執行該條SQL之前會先校驗有沒有執行許可權，如果有，執行器會通過該表儲存引擎提供的介面，儲存引擎通過索引樹找出id=1的資料後，MySQL返回給客戶端。
第二章《一條更新SQL是如何執行的》總結
上一章我們通過查詢流程瞭解了MySQL各模組的功能，其實更新時也查不多，只不過為了保證資料的可恢復性引入了兩個日誌：redo_log和bin_log。那麼為什麼需要有這兩個日誌呢？
redo_log
首先redo_log是innoDB引擎提供的。當有資料更新或者插入時，innoDB並不是直接持久到磁碟，而是先修改緩衝池中的資料，成功後直接返回成功，再選擇“合適的時機”刷入磁碟中。
那麼有的同學就會問了，那如果記憶體中的資料還沒來及刷到磁碟就crash（當機）了，資料不就是丟失了嗎？
是的，為了解決這個問題，innoDB引入了redo_log來解決這個問題。
當有插入更新請求時，innoDB先將結果寫入的redo_log日誌檔案中，再修改緩衝池資料頁，最後再適當的時候重新整理到磁碟。這樣即使當機時，也可以通過redo_log恢復丟失的資料，這就是所謂的WAL技術 write-ahead-logging。
redo log在innoDB中是固定大小的，由4個1G的檔案組成，所以redo log 是迴圈寫的。
可以把染色環裝理解為由4個redo log 檔案組成的。
checkpoint：當前資料擦除的位置，擦除前要把記錄更新到資料檔案。
write pos:當前記錄的位置。
checkpoint與write pos之間就是空閒部分，可以持續往後寫，當write pos追上checkpoint時,說明檔案都沒寫滿，如果繼續寫，就需要停下來擦除一些資料，把checkpoint繼續往前移。
有了redo log，innoDB就可以保證即使資料庫發生異常重啟，之前提交的記錄都不會丟失，這個能力稱為crash-safe。
這裡做個擴充套件：當資料庫寫物理頁時，如果當機了，那麼可能會導致物理頁的一致性被破壞。
可能有人會說，重做日誌不是可以恢復物理頁嗎？實際上是的，但是要求是在物理頁一致的情況下。
也就是說，如果物理頁完全是未寫之前的狀態，則可以用重做日誌恢復。如果物理頁已經完全寫完了，那麼也可以用重做日誌恢復。但是如果物理頁前面2K寫了新的資料，但是後面2K還是舊的資料，則種情況下就無法使用重做日誌恢復了。
這裡的兩次寫就是保證了物理頁的一致性，使得即使當機，也可以用重做日誌恢復。
在寫物理頁時，並不是直接寫到真正的物理頁上去，而是先寫到一個臨時頁上去，臨時頁寫完後，再寫物理頁。這樣一來：
A. 如果寫臨時頁時當機了，物理頁還是完全未寫之前的狀態，可以用重做日誌恢復
B. 如果寫物理頁時當機了，則可以使用臨時頁來恢復物理頁
InnoDB中共享表空間中劃了2M的空間，叫做double write，專門存放臨時頁。
InnoDB還從記憶體中劃出了2M的快取空間，叫做double write buffer，專門快取臨時頁。
每次寫物理頁時，先寫到double write buffer中，然後從double write buffer寫到double write上去。最後再從double write buffer寫到物理頁上去。
bin_log
binlog是MySQL的server層提供的，是跨儲存引擎的，做歸檔用的。因為沒有crash-safa能力，所以innoDB自己引入了redolog。
這兩種日誌有以下三點不同。
1 . redolog是innoDB引擎特有的；binlogg是MySQL的Server 層實現的，所有引擎都可以使用。
2 . redolog是物理日誌，記錄的是“在某個資料頁上做了什麼修改”；binlogg是邏輯日誌，記錄的是這個語句的原始邏輯，比如“給ID= 2這一行的c 欄位加1 ”。
3 . redolog是迴圈寫的，空間固定會用完；binlogg是可以追加寫入的。“追加寫”是指binlogg檔案寫到一定大小後會切換到下一個，並不會覆蓋以前的日誌。
更新語句的執行流程
1、當MySQL接收到一條更新語句時update user name="老王" where id =1;，除了上面查詢的那些前期步驟，執行器呼叫儲存引擎介面獲取到id=1 的資料。
2、執行器獲取資料後，先將name改為老王的資料，呼叫引擎介面，將資料寫入到redolog中，並處於prepared狀態。
3、redolog寫完後，修改緩衝池的資料。並返回給執行器。
4、執行器獲得結果後，記錄到binlog中,並修改redolog該條記錄改為commit狀態，更新完成。
之所以分兩次修改redolog是為了與binlog保證資料一致。
第三章《事務隔離》
事務基本概念
這章節沒什麼好說的,主要介紹了事務的特性,隔離級別以及事務的實現。
說到事務，大家都知道ACID，即原子性，一致性，隔離性，永續性。
多個事務操作同一資料，可能出現的問題：
髒讀：一個事務讀取到的另一個事務沒有提交的資料。
不可重複讀：在一個事務中兩次讀取同一資料結果不一致。
幻讀：在一個事務中兩次讀取資料的數量不一致。
隔離級別
讀未提交：可以讀到另一個事務中沒有提交的資料。
讀已提交：可以讀到另一個事務已提交的資料。
可重複讀：在一個事務中，即使另一個事務已提交了，在本事務中多次讀取資料都是跟事務啟動時讀取的一致的。
序列化：最高的隔離級別，對同一行資料，讀會加讀鎖，寫會加寫鎖，最安全但效率也最低。
事務的實現
在事務開啟時，生成一張檢視，在事務執行期間讀取的資料都是基於這張檢視的，這是靜態的並不受其他事務影響。
本質上，在MySQL中，當資料發生更新時，都會生成一條回滾操作，通過回滾操作可以獲得操作前的狀態，在事務中，每次操作都會被記錄，直至事務被提交，回滾段才會被清理。所以在未提交之前，都可以通過回滾日誌undo log，逐步將資料恢復到事務開啟前的狀態。
在5.5版本之前，回滾日誌是儲存在ibdata檔案中的,日誌回滾段被清理,檔案大小也不會變，所以日常開發中，我們應該儘量避免長事務，應該在長事務中會保留很老的檢視。