理解MySQL——架构与概念
第一章、MySQL架構與概念
1、MySQL的邏輯架構
?最上面不是MySQL特有的，所有基于網絡的C/S的網絡應用程序都應該包括連接處理、認證、安全管理等。
中間層是MySQL的核心，包括查詢解析、分析、優(yōu)化和緩存等。同時它還提供跨存儲引擎的功能，包括存儲過程、觸發(fā)器和視圖等。
最下面是存儲引擎，它負責存取數(shù)據(jù)。服務器通過storage engine API可以和各種存儲引擎進行交互。
1.1、查詢優(yōu)化和執(zhí)行(Optimization and Execution)
MySQL將用戶的查詢語句進行解析，并創(chuàng)建一個內部的數(shù)據(jù)結構——分析樹，然后進行各種優(yōu)化，例如重寫查詢、選擇讀取表的順序，以及使用哪個索引等。查詢優(yōu)化器不關心一個表所使用的存儲引擎，但是存儲引擎會影響服務器如何優(yōu)化查詢。優(yōu)化器通過存儲引擎獲取一些參數(shù)、某個操作的執(zhí)行代價、以及統(tǒng)計信息等。在解析查詢之前，服務器會先訪問查詢緩存(query cache)——它存儲SELECT語句以及相應的查詢結果集。如果某個查詢結果已經位于緩存中，服務器就不會再對查詢進行解析、優(yōu)化、以及執(zhí)行。它僅僅將緩存中的結果返回給用戶即可，這將大大提高系統(tǒng)的性能。
?1.2、并發(fā)控制
MySQL提供兩個級別的并發(fā)控制：服務器級(the server level)和存儲引擎級(the storage engine level)。加鎖是實現(xiàn)并發(fā)控制的基本方法，MySQL中鎖的粒度：
(1)?? ?表級鎖：MySQL獨立于存儲引擎提供表鎖，例如，對于ALTER TABLE語句，服務器提供表鎖(table-level lock)。
(2)?? ?行級鎖：InnoDB和Falcon存儲引擎提供行級鎖，此外，BDB支持頁級鎖。InnoDB的并發(fā)控制機制，下節(jié)詳細討論。
另外，值得一提的是，MySQL的一些存儲引擎（如InnoDB、BDB）除了使用封鎖機制外，還同時結合MVCC機制，即多版本兩階段封鎖協(xié)議(Multiversion two-phrase locking protocal)，來實現(xiàn)事務的并發(fā)控制，從而使得只讀事務不用等待鎖，提高了事務的并發(fā)性。
注：并發(fā)控制是DBMS的核心技術之一(實際上，對于OS也一樣)，它對系統(tǒng)性能有著至關重要的影響，以后再詳細討論。
1.3、事務處理
MySQL中，InnoDB和BDB都支持事務處理。這里主要討論InnoDB的事務處理(關于BDB的事務處理，也十分復雜，以前曾較為詳細看過其源碼，以后有機會再討論)。
1.3.1、事務的ACID特性
事務是由一組SQL語句組成的邏輯處理單元，事務具有以下4個屬性，通常簡稱為事務的ACID屬性(Jim Gray在《事務處理：概念與技術》中對事務進行了詳盡的討論)。
(1)原子性（Atomicity）：事務是一個原子操作單元，其對數(shù)據(jù)的修改，要么全都執(zhí)行，要么全都不執(zhí)行。
(2)一致性（Consistent）：在事務開始和完成時，數(shù)據(jù)都必須保持一致狀態(tài)。這意味著所有相關的數(shù)據(jù)規(guī)則都必須應用于事務的修改，以保持數(shù)據(jù)的完整性；事務結束時，所有的內部數(shù)據(jù)結構（如B樹索引或雙向鏈表）也都必須是正確的。
(3)隔離性（Isolation）：數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)提供一定的隔離機制，保證事務在不受外部并發(fā)操作影響的“獨立”環(huán)境執(zhí)行。這意味著事務處理過程中的中間狀態(tài)對外部是不可見的，反之亦然。
(4)持久性（Durable）：事務完成之后，它對于數(shù)據(jù)的修改是永久性的，即使出現(xiàn)系統(tǒng)故障也能夠保持。
1.3.2、事務處理帶來的相關問題
由于事務的并發(fā)執(zhí)行，帶來以下一些著名的問題：
(1)更新丟失（Lost Update）：當兩個或多個事務選擇同一行，然后基于最初選定的值更新該行時，由于每個事務都不知道其他事務的存在，就會發(fā)生丟失更新問題－－最后的更新覆蓋了由其他事務所做的更新。
(2)臟讀（Dirty Reads）：一個事務正在對一條記錄做修改，在這個事務完成并提交前，這條記錄的數(shù)據(jù)就處于不一致狀態(tài)；這時，另一個事務也來讀取同一條記錄，如果不加控制，第二個事務讀取了這些“臟”數(shù)據(jù)，并據(jù)此做進一步的處理，就會產生未提交的數(shù)據(jù)依賴關系。這種現(xiàn)象被形象地叫做"臟讀"。
(3)不可重復讀（Non-Repeatable Reads）：一個事務在讀取某些數(shù)據(jù)后的某個時間，再次讀取以前讀過的數(shù)據(jù)，卻發(fā)現(xiàn)其讀出的數(shù)據(jù)已經發(fā)生了改變、或某些記錄已經被刪除了！這種現(xiàn)象就叫做“不可重復讀”。
(4)幻讀（Phantom Reads）：一個事務按相同的查詢條件重新讀取以前檢索過的數(shù)據(jù)，卻發(fā)現(xiàn)其他事務插入了滿足其查詢條件的新數(shù)據(jù)，這種現(xiàn)象就稱為“幻讀”。
1.3.3、事務的隔離性
SQL2標準定義了四個隔離級別。定義語句如下：
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL
[READ UNCOMMITTED |?
READ COMMITTED? |
REPEATABLE READ? |
SERIALIZABLE ]
這與Jim Gray所提出的隔離級別有點差異。其中READ UNCOMMITTED即Jim的10（瀏覽）；READ COMMITTED即20，游標穩(wěn)定性；REPEATABLE READ為2.99990隔離(沒有幻像保護)；SERIALIZABLE隔離級別為30，完全隔離。SQL2標準默認為完全隔離(30)。各個級別存在問題如下：
| 隔離級 | 臟讀 | 不可重復讀 | 幻象讀 |
| 讀未提交 (Read uncommitted) | 可能 | 可能 | 可能 |
| 讀提交 (Read committed) | 不可能 | 可能 | 可能 |
| 可重復讀 (Repeatable read) | 不可能 | 不可能 | 可能 |
| 可串行化 (Serializable) | 不可能 | 不可能 | 不可能 |
各個具體數(shù)據(jù)庫并不一定完全實現(xiàn)了上述4個隔離級別，例如，Oracle只提供READ COMMITTED和Serializable兩個標準隔離級別，另外還提供自己定義的Read only隔離級別；SQL Server除支持上述ISO/ANSI SQL92定義的4個隔離級別外，還支持一個叫做“快照”的隔離級別，但嚴格來說它是一個用MVCC實現(xiàn)的Serializable隔離級別。MySQL 支持全部4個隔離級別，其默認級別為Repeatable read，但在具體實現(xiàn)時，有一些特點，比如在一些隔離級別下是采用MVCC一致性讀。國產數(shù)據(jù)庫DM也支持所有級別，其默認級別為READ COMMITTED。
?
1.3.4、InnoDB的鎖模型
InnoDB的行級鎖有兩種類型：
(1)共享鎖(shared lock，S)：允許一個事務去讀一行，阻止其他事務獲得相同數(shù)據(jù)集的排他鎖。
(2)排它鎖(exclusive lock，X)：允許獲得排它鎖的事務更新數(shù)據(jù)，阻止其他事務取得相同數(shù)據(jù)集的共享讀鎖和排他寫鎖。
此外，InnoDB支持多粒度加鎖(multiple granularity locking)，從而允許對記錄和表同時加鎖。為此，InnoDB引入意向鎖(intention locks)，意向鎖是針對表的：
(1)意向共享鎖（IS）：事務打算給數(shù)據(jù)行加行共享鎖，事務在給一個數(shù)據(jù)行加共享鎖前必須先取得該表的IS鎖。
(2)意向排他鎖（IX）：事務打算給數(shù)據(jù)行加行排他鎖，事務在給一個數(shù)據(jù)行加排他鎖前必須先取得該表的IX鎖。
例如，SELECT ... LOCK IN SHARE MODE加IS鎖，SELECT ... FOR UPDATE加IX鎖，意向鎖的規(guī)則如下：
(1)事務在對表T中的記錄獲取S鎖前，先要獲取表T的IS鎖或者更強的鎖；
(2)事務在獲取表T中記錄的X鎖前，先要獲取表T的IX鎖。
InnoDB的鎖相容性矩陣：
?如果一個事務請求的鎖模式與當前的鎖兼容，InnoDB就將請求的鎖授予該事務；反之，如果兩者不兼容，該事務就要等待鎖釋放。意向鎖只會阻塞其它事務對表的請求，例如，LOCK TABLES …WRITE，意向鎖的主要目的是表明該事務將要或者正在對表中的記錄加鎖。使用封鎖機制來進行并發(fā)控制，一個比較重要的問題就是死鎖。
來看一個死鎖的例子：
例1-1
| Session 1 | Session 2 |
| mysql> CREATE TABLE t (i INT) ENGINE = InnoDB; Query OK, 0 rows affected (0.22 sec) ? mysql> INSERT INTO t (i) VALUES(1); Query OK, 1 row affected (0.08 sec) ? mysql> START TRANSACTION; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) ? mysql> SELECT * FROM t WHERE i = 1 LOCK IN SHARE MODE; +------+ | i????| +------+ |????1 | +------+ 1 row in set (0.01 sec) ? mysql> | ? |
| ? | mysql> START TRANSACTION; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) ? mysql> DELETE FROM t WHERE i = 1; 等待… |
| mysql> DELETE FROM t WHERE i = 1; 等待… | ? |
| ? | ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction |
| Query OK, 1 row affected (0.00 sec) | ? |
?
?1.3.5、一致性非阻塞讀
一致性讀是MySQL的重要特點之一，InnoDB通過MVCC機制表示數(shù)據(jù)庫某一時刻的查詢快照，查詢可以看該時刻之前提交的事務所做的改變，但是不能看到該時刻之后或者未提交事務所做的改變。但是，查詢可以看到同一事務中之前語句所做的改變，例如：
例1-2
| Session 1 | Session 2 |
| mysql> select * from t; Empty set (0.00 sec) ? mysql> INSERT INTO t (i) VALUES(1); Query OK, 1 row affected (0.00 sec) ? mysql> select * from t; +------+ | i??? | +------+ |??? 1 | +------+ 1 row in set (0.00 sec) ? mysql> set autocommit = 0; Query OK, 0 rows affected (0.01 sec) ? mysql> update t set i=3; Query OK, 1 row affected (0.00 sec) Rows matched: 1?Changed: 1?Warnings: 0 mysql> select * from t; +------+ | i??? | +------+ |??? 3 | +------+ 1 row in set (0.00 sec) | ? |
| ? | mysql> set autocommit = 0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) ? mysql> select * from t; +------+ | i????| +------+ |????1 | +------+ 1 row in set (0.00 sec) |
| mysql>?commit; Query OK, 0 rows affected (0.06 sec) | ? |
| ? | mysql> select * from t; +------+ | i????| +------+ |????1 | +------+ 1 row in set (0.00 sec) |
| ? | mysql>?commit; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) ? mysql> select * from t; +------+ | i????| +------+ |????3 | +------+ 1 row in set (0.00 sec) |
?
?如果事務的隔離級別為REPEATABLE READ（默認），同一個事務中的所有一致性讀都是讀的事務的第一次讀操作創(chuàng)建的快照。你可以提交當前事務，然后在新的查詢中即可看到最新的快照，如上所示。
如果事務的隔離級別為READ COMMITTED，一致性讀只是對事務內部的讀操作和它自己的快照而言的，結果如下：
例1-3
| Session 1 | Session 2 |
| mysql> SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED; Query OK, 0 rows affected (0.01 sec) ? mysql> set autocommit = 0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) ? mysql> select * from t; +------+ | i????| +------+ |????3 | +------+ 1 row in set (0.00 sec) | ? |
| ? | mysql> SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED; Query OK, 0 rows affected (0.01 sec) ? mysql> set autocommit = 0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) ? mysql> select * from t; +------+ | i????| +------+ |????3 | +------+ 1 row in set (0.00 sec) |
| mysql> update t set i=5; Query OK, 1 row affected (0.00 sec) Rows matched: 1?Changed: 1?Warnings: 0 | ? |
| ? | mysql> select * from t; +------+ | i????| +------+ |????3?| +------+ 1 row in set (0.00 sec) |
| mysql> commit; Query OK, 0 rows affected (0.06 sec) | ? |
| ? | mysql> select * from t; +------+ | i????| +------+ |????5?| +------+ 1 row in set (0.00 sec) |
?
?注意，session 2發(fā)生了不可重復讀。
當InnoDB在READ COMMITTED 和REPEATABLE READ隔離級別下處理SELECT語句時，一致性讀是默認的模式。一致性讀不會對表加任何鎖，所以，其它連接可以同時改變表。
假設事務處于REPEATABLE READ級別，當你正在進行一致性讀時，InnoDB根據(jù)查詢看到的數(shù)據(jù)給你一個時間點。如果其它的事務在該時間點之后刪除一行，且提交事務，你不會看到行已經被刪除，插入和更新操作一樣。但是，InnoDB與其它DBMS的不同是，在REPEATABLE READ隔離級別下并不會造成幻像。
一致性讀不與DROP TABLE 或者 ALTER TABLE一起工作。
在nodb_locks_unsafe_for_binlog變量被設置或者事務的隔離級別不是SERIALIZABLE的情況下，InnoDB對于沒有指定FOR UPDATE 或 LOCK IN SHARE MODE的INSERT INTO ... SELECT, UPDATE ... (SELECT), 和CREATE TABLE ... SELECT語句使用一致性讀，在這種情況下，查詢語句不會對表中的元組加鎖。否則，InnoDB將使用鎖。
1.3.6、SELECT ... FOR UPDATE和SELECT ... LOCK IN SHARE MODE的加鎖讀(locking read)
在一些場合，一致性讀并不是很方便，此時，可以用加鎖讀。InnoDB支持兩種加鎖讀：
(1)?? ?SELECT ... LOCK IN SHARE MODE：對讀取的元組加S鎖。
(2)?? ?SELECT ... FOR UPDATE：在掃描索引記錄的過程中，會阻塞其它連接的SELECT ...LOCK IN SHARE MODE和一定事務隔離級別下的讀操作。
InnoDB使用兩階段封鎖協(xié)議，事務直到提交或回滾時才會釋放所有的鎖，這都是系統(tǒng)自動執(zhí)行的。此外，MySQL支持LOCK TABLES和UNLOCK TABLES，但這些都是在服務器層實現(xiàn)的，而不是在存儲引擎。它們有用處，但是不能取代存儲引擎完成事務處理，如果你需要事務功能，請使用事務型存儲引擎。
來考慮locking read的應用，假設你要在表child插入一個新的元組，并保證child中的記錄在表parent有一條父記錄。如果你用一致性讀來讀parent表，確實可以將要插入的child row的parent row，但是可以安全的插入嗎？不，因為在你讀parent表時，其它連接可能已經刪除該記錄。（一致性讀是針對事務內而言的，對于數(shù)據(jù)庫的狀態(tài)，它應該叫做“不一致性讀”）
此時，就可以使用SELECT LOCK IN SHARE MODE，它會對讀取的元組加S鎖，從而防止其它連接刪除或更新元組。另外，如果你想在查詢的同時，進行更新操作，可以使用SELECT ... FOR UPDATE，它讀取最新的數(shù)據(jù)，然后對讀到的元組加X鎖。此時，使用SELECT ... LOCK IN SHARE MODE不是一個好主意，因為此時如果有兩個事務進行這樣的操作，就會造成死鎖。
注：SELECT ... FOR UPDATE僅在自動提交關閉(即手動提交)時才會對元組加鎖，而在自動提交時，符合條件的元組不會被加鎖。
1.3.7、記錄鎖(record lok)、間隙鎖(gap lock)和后碼鎖(next-key lock)
InnoDB有以下幾種行級鎖：
(1)記錄鎖：對索引記錄(index records)加鎖，InnoDB行級鎖是通過給索引的索引項加鎖來實現(xiàn)的，而不是對記錄實例本身加鎖。如果表沒有定義索引，InnoDB創(chuàng)建一個隱藏的聚簇索引，然后用它來實現(xiàn)記錄加鎖（關于索引與加鎖之間的關系的詳細介紹請看下一章）。
(2)間隙鎖：對索引記錄之間的區(qū)間，或者第一個索引記錄之前的區(qū)間和最后一個索引之后的區(qū)間加鎖。
(3)后碼鎖：對索引記錄加記錄鎖，且對索引記錄之前的區(qū)間加鎖。
默認情況下，InnoDB的事務工作在REPEATABLE READ的隔離級別，而且系統(tǒng)變量innodb_locks_unsafe_for_binlog為關閉狀態(tài)。此時，InnoDB使用next-key鎖進行查找和索引掃描，從而達到防止“幻像”的目的。
Next-key鎖是記錄鎖和間隙的結合體。當InnoDB查找或掃描表的索引時，對它遇到的索引記錄加S鎖或者X鎖，所以，行級鎖(row-level lock)實際上就是索引記錄鎖(index-record lock)；此外，它還對索引記錄之前的區(qū)間加鎖。也就是說，next-key鎖是索引記錄鎖，外加索引記錄之前的區(qū)間的間隙鎖。如果一個連接對索引中的記錄R持有S或X鎖，其它的連接不能按照索引的順序在R之前的區(qū)間插入一個索引記錄。
假設索引包含以下值：10, 11,13和20，則索引的next-key鎖會覆蓋以下區(qū)間(“(”表示不包含，“[”表示包含)：
(negative infinity, 10]
(10, 11]
(11, 13]
(13, 20]
(20, positive infinity)
對于最后一個區(qū)間，next-key鎖將鎖住索引最大值以上的區(qū)間，上界虛記錄(“supremum” pseudo-record)的值比索引中的任何值都大，其實，上界不是一個真實的索引記錄，所以，next-lock將對索引的最大值之后的區(qū)間加鎖。
間隙鎖對查詢唯一索引中的唯一值是沒有必要的，例如，id列有唯一索引，則下面的查詢僅對id=100的元組加索引記錄鎖(index-record lock)，而不管其它連接是否在之前的區(qū)間插入元組。
SELECT * FROM child WHERE id = 100;
如果id沒有索引，或者非唯一索引，則語句會鎖住之前的空間。
| Session 1 | Session 2 |
| mysql> create unique index i_index on t(i); Query OK, 0 rows affected (0.19 sec) Records: 0?Duplicates: 0?Warnings: 0 mysql> select * from t; +------+ | i??? | +------+ |??? 4 | |?? 10 | +------+ 2 rows in set (0.00 sec) ? | ? |
| ? | mysql> set autocommit=0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> select i from t where i =10 lock in share mode; +------+ | i??? | +------+ |?? 10 | +------+ 1 row in set (0.00 sec) |
| mysql> insert into t(i) values(9); Query OK, 1 row affected (0.03 sec) | ? |
| ? | mysql> select * from t; +------+ | i??? | +------+ |??? 4 | |??? 9 | |?? 10 | +------+ 3 rows in set (0.00 sec) |
?上例中，產生了幻像問題。如果將唯一查詢變成范圍查詢，結果如下(接上例的索引)：
例1-5
| Session 1 | Session 2 |
| mysql> select * from t; +------+ | i????| +------+ |????4 | |????9 | |???10 | +------+ 3 rows in set (0.00 sec) | ? |
| ? | mysql> set autocommit=0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> select i from t where i>4 lock in share mode; +------+ | i????| +------+ |????9 | |???10 | +------+ 2 rows in set (0.00 sec) |
| mysql> insert into t(i) values(1); ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction mysql> insert into t(i) values(8); ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction | ? |
?可以看到，session 2 的next-key使得在i=4之前的區(qū)間和之后的插入都被阻塞。
另外，如果刪除索引i_index，則結果如下：
例1-6
| Session 1 | Session 2 |
| mysql> drop index i_index on t; Query OK, 3 rows affected (0.25 sec) Records: 3?Duplicates: 0?Warnings: 0 mysql> select * from t; +------+ | i????| +------+ |????4 | |???10 | |????9 | +------+ 3 rows in set (0.00 sec) | ? |
| ? | mysql> set autocommit=0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) ? mysql> select i from t lock in share mode; +------+ | i????| +------+ |????4 | |???10 | |????9 | +------+ 3 rows in set (0.00 sec) |
| mysql> insert into t(i) values(8); 等待。。。 | ? |
?
?另外，針對插入(INSERT)操作，只要多個事務不會在同一索引區(qū)間的同一個位置插入記錄，它們就不用互相等待，這種情況可以稱為插入意向間隙鎖(insertion intention gap lock)。例如，索引記錄的值為4和7，兩個獨立的事務分別插入5和6，僅管它們都持有4—7之間的間隙鎖，但是它們不會相互阻塞。這可以提高事務的并發(fā)性。
例1-7
| Session 1 | Session 2 |
| mysql> select * from t; +------+ | i????| +------+ |????4 | |???10 | |????9 | |????8 | +------+ 4 rows in set (0.00 sec) ? mysql> create?unique index i_index on t(i); Query OK, 4 rows affected (0.34 sec) Records: 4?Duplicates: 0?Warnings: 0 ? mysql> set autocommit=0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) | ? |
| ? | mysql> set autocommit=0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) |
| mysql> insert into t(i) values(5); Query OK, 1 row affected (0.00 sec) | ? |
| ? | mysql> insert into t(i) values(5); ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction mysql> insert into t(i) values(6); Query OK, 1 row affected (0.00 sec) |
?間隙鎖是可以顯示關閉的，如果你將事務的隔離級別設為READ COMMITTED，或者打開innodb_locks_unsafe_for_binlog系統(tǒng)變量，間隙鎖就會關閉。在這種情況下，查找或掃描索引僅會進行外鍵約束檢查和重復鍵值檢查。
此外，READ COMMITTED隔離級別和關閉nodb_locks_unsafe_for_binlog還有另外一個負作用：MySQL會釋放掉不匹配Where條件的記錄鎖。例如，對于UPDATE語句，InnoDB只能進行“半一致性(semi_consistent)讀”，所以，它會返回最新提交事務所做改變，從而產生不可重復讀和幻像問題。
1.3.8、使用next-key lock防止幻像問題
例1-4展示了一個幻像問題。使用next-key鎖的select語句可以解決幻像問題，但例1-4的之所以會產生總是在于唯一索引，使得select語句沒有使用gap lock，而只使用了index-record lock。
1.4、存儲引擎
插件式存儲引擎是MySQL最重要特性之一，也是最不同于其它DBMS的地方。MySQL支持很多存儲引擎，以適用于不同的應用需求，常用的包括MyISAM、InnoDB、BDB、MEMORY、MERGE、NDB Cluster等。其中，BDB和NDB Cluster提供事務支持。
MySQL默認的存儲引擎為MyISAM，當然，創(chuàng)建表的時候可以指定其它的存儲引擎，你可以在同一個數(shù)據(jù)庫中對不同的表使用不同的存儲引擎(這是非常強大而獨特的特性)。可以通過SHOW TABLE STATUS命令查詢表所使用的存儲引擎，例如，查看mysql數(shù)據(jù)庫的user表：
| mysql> SHOW TABLE STATUS LIKE 'user' \G *************************** 1. row *************************** ???????????Name: user ?????????Engine: MyISAM ????????Version: 10 ?????Row_format: Dynamic ???????????Rows: 4 ?Avg_row_length: 61 ??? Data_length: 244 Max_data_length: 281474976710655 ???Index_length: 2048 ??????Data_free: 0 ?Auto_increment: NULL ????Create_time: 2009-06-16 21:50:34 ????Update_time: 2009-09-30 14:59:08 ?????Check_time: NULL ??????Collation: utf8_bin ???????Checksum: NULL ?Create_options: ????????Comment: Users and global privileges 1 row in set (0.00 sec) |
?Name：表的名稱；
Engine：表使用的存儲引擎；
Row_format：記錄的格式。MyISAM支持三種不同的存儲格式：靜態(tài)(固定長度)表(默認格式)、動態(tài)表及壓縮表。靜態(tài)表的字段都是固定長度的，例如CHAR和INTEGER；動態(tài)表的字段可以是變長的，例如，VARCHAR或者BLOB。
Rows：表中記錄的數(shù)量。
Avg_row_length：記錄的平均長度(字節(jié)數(shù))；
Data_length：表中數(shù)據(jù)的全部字節(jié)數(shù)；
Max_data_length：表中數(shù)據(jù)最大的字節(jié)數(shù)；
Index_length：索引消耗的磁盤空間；
Data_free：對于MyISAM表，表示已經分配但還沒有使用的空間；該空間包含以前刪除的記錄留下的空間，可以被INSERT操作重用。
Auto_increment：下一個自增的值。
Check_time：上次使用CHECK TABLE或myisamchk檢查表的時間。
1.4.1、MyISAM
1.4.1.1、存儲
MySQL的默認存儲引擎，性能與功能的折中，包括全文索引(full-text index)、數(shù)據(jù)壓縮，支持空間(GIS)數(shù)據(jù)，但是，不支持事務和行級鎖。一般來說，MyISAM更適用于大量查詢操作。如果你有大量的插入、刪除操作，你應該選擇InnoDB。
每個表包含3個文件：
(1).frm：表定義文件，對于其它存儲引擎也一樣。
(2).MYD文件：數(shù)據(jù)文件。
(3).MYI文件：索引文件。
可以在創(chuàng)建表時通過DATA DIRECTORY和INDEX DIRECTORY為數(shù)據(jù)文件和索引文件指定路徑，它們可以位于不同目錄。另外，MyISAM的存儲格式是跨平臺的，你可以將數(shù)據(jù)文件和索引文件從Intel平臺拷貝到PPC或者SPARC平臺。
5.0中，MyISAM的變長記錄表默認處理256TB數(shù)據(jù)，使用6字節(jié)的指針來指向數(shù)據(jù)記錄；而之前的版本使用默認的4字節(jié)指針，所以只能處理4GB數(shù)據(jù)。所有的版本都可以將指針增加到8字節(jié)指針，如果你想改變MyISAM表的指針的大小，可以通過設置MAX_ROWS和AVG_ROW_LENGTH來實現(xiàn)：
CREATE TABLE mytable (
?? a??? INTEGER? NOT NULL PRIMARY KEY,
?? b??? CHAR(18) NOT NULL
) MAX_ROWS = 1000000000 AVG_ROW_LENGTH = 32;
上面的例子中，MySQL將至少可以存儲32GB的數(shù)據(jù)。可以查看一下表的信息：
| mysql> SHOW TABLE STATUS LIKE 'mytable' \G *************************** 1. row *************************** ???????????Name: mytable ?????????Engine: MyISAM ?????Row_format: Fixed ???????????Rows: 0 ?Avg_row_length: 0 ????Data_length: 0 Max_data_length: 98784247807 ???Index_length: 1024 ??????Data_free: 0 ?Auto_increment: NULL ????Create_time: 2002-02-24 17:36:57 ????Update_time: 2002-02-24 17:36:57 ?????Check_time: NULL ?Create_options: max_rows=1000000000 avg_row_length=32 ????????Comment: 1 row in set (0.05 sec) |
可以看到，Create_options列出了創(chuàng)建時的選項，而且該表的最大的數(shù)據(jù)量為91GB。你可以用ALTER TABLE來改變指針的大小，但是那會導致表和索引的重建，這會花費很長的時間。
1.4.1.2、MyISAM的特性
(1)鎖與并發(fā)性：MyISAM只有表級鎖，不支持行級鎖。所以不適合于大量的寫操作，但是它支持并發(fā)插入(concurrent inserts)，這是一個非常重要且有用的特性。
(2)自動修復：MySQL支持自動檢查和修復MyISAM表。
(3)手動修復：你可以使用CHECK TABLE檢查表的狀態(tài)，并用REPAIR TABLE修復表。
(4)索引：你可以為BLOB和TEXT的前500個字符創(chuàng)建索引。而且，MyISAM還支持全文索引，但僅限于CHAR、VARCHAR、和TEXT列。
(5)延遲鍵寫(Delayed key writes)：如果創(chuàng)建MyISAM表時指定DELAY_KEY_WRITE，MySQL在查詢結束時，不會將改變的索引數(shù)據(jù)寫入磁盤，而將修改保存在key buffer中。只有要改變緩存或者關閉表時，才會把索引數(shù)據(jù)刷入磁盤。
1.4.2、InnoDB
InnoDB是一個高性能的事務存儲引擎，此外，BDB也支持事務處理(關于BDB，以前曾較為詳細的閱讀過其源碼，以后有時間再討論)，它有以下一些特點：
1.4.2.1、表空間
InnoDB存儲表和索引有兩種方式：
(1)共享表空間存儲：這種方式下，表的定義位于.frm文件中，數(shù)據(jù)和索引保存在innodb_data_home_dir和innodb_data_file_path指定的表空間中。
(2)多表空間存儲：表的定義仍位于.frm文件，但是，每個InnoDB表和它的索引在它自己的文件(.idb)中，每個表有它自己的表空間。
對那些想把特定表格移到分離物理磁盤的用戶，或者那些希望快速恢復單個表的備份而無須打斷其余InnoDB表的使用的用戶，使用多表空間會是有益的。你可以往my.cnf的[mysqld]節(jié)添加下面行來允許多表空間：?
[mysqld]
innodb_file_per_table
重啟服務器之后，InnoDB存儲每個新創(chuàng)建的表到表格所屬于的數(shù)據(jù)庫目錄下它自己的文件tbl_name.ibd里。這類似于MyISAM存儲引擎所做的，但MyISAM 把表分成數(shù)據(jù)文件tbl_name.MYD和索引文件tbl_name.MYI。對于InnoDB，數(shù)據(jù)和所以被一起存到.ibd文件。tbl_name.frm文件照舊依然被創(chuàng)建。?
如果你從my.cnf文件刪除innodb_file_per_table行，并重啟服務器，InnoDB在共享的表空間文件里再次創(chuàng)建表。?
innodb_file_per_table只影響表的創(chuàng)建。如果你用這個選項啟動服務器，新表被用.ibd文件來創(chuàng)建，但是你仍舊能訪問在共享表空間里的表。如果你刪掉這個選項，新表在共享表空間內創(chuàng)建，但你仍舊可以訪問任何用多表空間創(chuàng)建的表。?
InnoDB總是需要共享表空間，.ibd文件對InnoDB不足以去運行，共享表空間包含熟悉的ibdata文件，InnoDB把內部數(shù)據(jù)詞典和undo日志放在這個文件中。?
1.4.2.2、外鍵約束?
MySQL中，支持外鍵的存儲引擎只有InnoDB，在創(chuàng)建外鍵時，要求被參照表必須有對應的索引，參照表在創(chuàng)建外鍵時也會自動創(chuàng)建對應的索引。
1.4.2.3、MVCC與后碼鎖(next-key locking)?
InnoDB將MVCC機制與next-key lock結合起來，實現(xiàn)事務的各個隔離級別，這是非常用意思的。在nodb_locks_unsafe_for_binlog變量被設置或者事務的隔離級別不是SERIALIZABLE的情況下，InnoDB對于沒有指定FOR UPDATE 或 LOCK IN SHARE MODE的INSERT INTO ... SELECT, UPDATE ... (SELECT), 和CREATE TABLE ... SELECT語句使用一致性讀(參照前面)，在這種情況下，查詢語句不會對表中的元組加鎖。否則，InnoDB將使用鎖。
總結
以上是生活随笔為你收集整理的理解MySQL——架构与概念的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。
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