MySQL存储引擎、索引、锁、事务和设计范式总结

1. 常见存储引擎

1.1 InnoDB

InnoDB 是 MySQL 5.5 之后默认的存储引擎，它具有高可靠、高性能的特点，主要具备以下优势：

DML 操作完全遵循 ACID 模型，支持事务，支持崩溃恢复，能够极大地保护用户的数据安全；

支持多版本并发控制，它会保存数据的旧版本信息，从而可以支持并发和事务的回滚；

支持行级锁，支持类似 Oracle 的一致性读的特性，从而可以承受高并发地访问；

InnoDB 组织数据时默认按照主键进行聚簇，从而可以提高主键查找的效率。对于频繁访问的数据，InnoDB 还会为其建立哈希索引，从而提高等值查询的效率，这也称为自适应哈希索引；

InnoDB 基于磁盘进行存储，所有存储记录按页的方式进行管理。为弥补 CPU 速度与磁盘速度之间的鸿沟，InnoDB 引用缓存池 (Buffer Pool) 来提高数据的整体性能。查询时，会将目标页读入缓存中；修改时，会先修改缓冲池中的页，然后再遵循 CheckPoint 机制将页刷回磁盘。所有缓存页通过最近最少使用原则 ( LRU ) 来进行定期清理。

InnoDB 支持两次写 (DoubleWrite) ，从而可以保证数据的安全，提高系统的可靠性。

一个 InnoDB 引擎完整的内存结构和磁盘结构如下图所示：

1.2 MyISAM

MyISAM 是 MySQL 5.5 之前默认的存储引擎。创建 MyISAM 表时会创建两个同名的文件：

扩展名为 .MYD（MYData）：用于存储表数据；

扩展名为 .MYI （MYIndex）：用于存储表的索引信息。

在 MySQL 8.0 之后，只会创建上述两个同名文件，因为 8.0 后表结构的定义存储在 MySQL 数据字典中，但在 MySQL 8.0 之前，还会存在一个扩展名为 .frm 的文件，用于存储表结构信息。MyISAM 与 InnoDB 主要的区别其只支持表级锁，不支持行级锁，不支持事务，不支持自动崩溃恢复，但可以使用内置的 mysqlcheck 和 myisamchk 工具来进行检查和修复。

1.3 MEMORY

MEMORY 存储引擎（又称为 HEAP 存储引擎）通常用于将表中的数据存储在内存中，它具有以下特征：

MEMORY 表的表定义信息存储在 MySQL 数据字典中，而实际的数据则存储在内存空间中，并以块为单位进行划分；因此当服务器重启后，表本身并不会被删除，只是表中的所有数据都会丢失。

MEMORY 存储引擎支持 HASH 索引和 BTREE 索引，默认采用 HASH 索引。

MEMORY 表使用固定长度的行存储格式，即便是 VARCHAR 类型也会使用固定长度进行存储。

MEMORY 支持 AUTO_INCREMENT 列，但不支持 BLOB 列或 TEXT 列。

MEMORY 表和 MySQL 内部临时表的区别在于：两者默认都采用内存进行存储，但 MEMORY 表不受存储转换的影响，而内部临时表则会在达到阈值时自动转换为磁盘存储。

基于以上特性，MEMORY 表主要适合于存储临时数据，如会话状态、实时位置等信息。

1.4 CSV

CSV 存储引擎使用逗号分隔值的格式将数据存储在文本文件中。创建 CSV 表时会同时创建两个同名的文件：

一个扩展名为 csv ，负责存储表的数据，其文件格式为纯文本，可以通过电子表格应用程序 (如 Microsoft Excel ) 进行修改，对应的修改操作也会直接反应在数据库表中。

另一个扩展名为 CSM，负责存储表的状态和表中存在的行数。

1.5 ARCHIVE

ARCHIVE 存储引擎默认采用 zlib 无损数据压缩算法进行数据压缩，能够利用极小的空间存储大量的数据。创建 ARCHIVE 表时，存储引擎会创建与表同名的 ARZ 文件，用于存储数据。它还具有以下特点：

ARCHIVE 引擎支持 INSERT，REPLACE 和 SELECT，但不支持 DELETE 或 UPDATE。

ARCHIVE 引擎支持 AUTO_INCREMENT 属性，并支持在其对应的列上建立索引，如果尝试在不具有 AUTO_INCREMENT 属性的列上建立索引，则会抛出异常。

ARCHIVE 引擎不支持分区操作。

1.6 MEGRE

MERGE 存储引擎，也称为 MRG_MyISAM 引擎，是一组相同 MyISAM 表的集合。 ”相同” 表示所有表必须具有相同的列数据类型和索引信息。可以通过 UNION = (list-of-tables) 选项来创建 MERGE 表，如下：

mysql> CREATE TABLE t1 ( a INT NOT NULL AUTO_INCREMENT PRIMARY KEY, message CHAR(20)) ENGINE=MyISAM;
mysql> CREATE TABLE t2 ( a INT NOT NULL AUTO_INCREMENT PRIMARY KEY, message CHAR(20)) ENGINE=MyISAM;
mysql> INSERT INTO t1 (message) VALUES ('Testing'),('table'),('t1');
mysql> INSERT INTO t2 (message) VALUES ('Testing'),('table'),('t2');
mysql> CREATE TABLE total (a INT NOT NULL AUTO_INCREMENT,message CHAR(20), INDEX(a))   ENGINE=MERGE UNION=(t1,t2) INSERT_METHOD=LAST;

创建表时可以通过 INSERT_METHOD 选项来控制 MERGE 表的插入：使用 FIRST 或 LAST 分别表示在第一个或最后一个基础表中进行插入；如果未指定 INSERT_METHOD 或者设置值为 NO ，则表示不允许在 MERGE 表上执行插入操作。MERGE 表支持 SELECT，DELETE，UPDATE 和 DELETE 语句，示例如下：

mysql>  SELECT * FROM total;
+---+---------+
| a | message |
+---+---------+
| 1 | Testing |
| 2 | table   |
| 3 | t1      |
| 1 | Testing |
| 2 | table   |
| 3 | t2      |
+---+---------+

2. 索引

2.1 B+ tree 数据结构

如果没有特殊说明，通常大多数数据库采用的索引都是 B+ tree 索引，它是基于 B+ tree 这种数据结构构建的。为什么采用 B+ tree 而不是平衡二叉树 (AVL) 或红黑树等数据结构？这里假设索引为 1-16 的自增数据，各类数据结构的表现如下：

平衡二叉树数据结构：

红黑树数据结构：

Btree 数据结构：

B+ Tree 数据结构

从上面的图示中我们可以看出 B+ Tree 树具有以下优点：

B+ Tree 树的所有非叶子节点 (如 003，007)，都会在叶子节点冗余一份，所有叶子节点按照链表的方式进行组织，这样带来的好处是在范围查询中，只需要通过遍历叶子节点就可以获取到所有的索引信息。

B+ Tree 的所有非叶子节点都可以存储多个数据值，存储量取决于节点的大小，在 MySQL 中每个节点的大小为 16K ，因此其具备更大的出度，即在相同的数据量下，其树的高度更低。

所有非叶子节点都只存储索引值，不存储实际的数据，只有叶子节点才会存储指针信息或数据信息。按照每个节点为 16K 的大小计算，对于千万级别的数据，其树的高度通常都在 3~6 左右 (取决于索引值的字节数)，因此其查询性能非常优异。

叶子节点存储的数据取决于不同数据库的实现，对于 MySQL 来说，取决于使用的存储引擎和是否是主键索引。

2.2 B+ tree 索引

对于 InnoDB ，因为主键索引是聚集索引，所以其叶子节点存储的就是实际的数据。而非主键索引存储的则是主键的值：

对于 MyISAM，因为主键索引是非聚集索引，所以其叶子节点存储的只是指向数据位置的指针：

综上所述，B+ tree 结构普遍适用于范围查找，优化排序和分组等操作。B+ tree 是基于字典序进行构建的，因此其适用于以下查询：

全值匹配：以索引为条件进行精确查找。如 emp_no 字段为索引，查询条件为 emp_no = 10008。

前缀匹配：以联合索引的前缀为查找条件。如 emp_no 和 dept_no 为联合索引，查找条件为 emp_no = 10008。

列前缀匹配：匹配索引列的值的开头部分。如 dept_no 为索引，查询条件为 dept_no like "d1%"。前缀匹配和列前缀匹配都是索引前缀性的体现，在某些时候也称为前缀索引。

匹配范围值：按照索引列匹配一定范围内的值。如 emp_no 字段为索引，查询条件为 emp_no > 10008。

只访问索引的查询：如 emp_no 字段为索引，查询语句为 select emp_no from employees，此时 emp_no 索引被称为本次查询的覆盖索引，即只需要从索引上就可以获取全部的查询信息，而不必访问实际表中的数据。

精确匹配某一列并范围匹配某一列：如 emp_no 和 dept_no 为联合索引，查找条件为 dept_no = "d004" and emp_no < 10020，这种情况下索引顺序可以是（emp_no, dept_no），也可以是（dept_no, emp_no），使用 EXPLAIN 来分析的话，其 TYPE 类型都是 range（使用索引进行范围扫描），但（dept_no, emp_no）性能更好。

2.3 哈希索引

使用哈希索引时，存储引擎会对索引列的值进行哈希运算，并将计算出的哈希值和指向该行数据的指针存储在索引中，因此它更适用于等值查询，而不是范围查询，同样也不能用于优化排序和分组等操作。在建立哈希索引时，需要选取选择性比较高的列，即列上的数据不容易重复 (如身份证号)，这样可以尽量避免哈希冲突。因为哈希索引并不需要存储索引列的数据，所以其结构比较紧凑，对应的查询速度也比较快。

InnoDB 引擎有一个名为 “自适应哈希索引 (adaptive hash index)” 的功能，当某些索引值被频繁使用时，它会在内存中基于 B+ tree 索引再创建一个哈希索引，从而让 B-Tree 索引具备哈希索引快速查找的优点。

2.4 索引的优点

索引极大减少了服务器需要扫描的数据量；

索引可以帮助服务器避免排序和临时表；

索引可以将随机 IO 转换为顺序 IO。

2.5 使用策略

在查询时，应该避免在索引列上使用函数或者表达式。

对于多列索引，应该按照使用频率由高到低的顺序建立联合索引。

尽量避免创建冗余的索引。如存在索引 (A，B)，接着又创建了索引 A，因为索引 A 是索引 (A，B) 的前缀索引，从而出现冗余。

建立索引时，应该考虑查询时候的排序和分组的需求。只有当索引列的顺序和 ORDER BY 字句的顺序完全一致，并且遵循同样的升序或降序规则时候，MySQL 才会使用索引来对结果做排序。

3. 锁

3.1 共享锁与排它锁

InnoDB 存储引擎支持以下两种标准的行级锁：

共享锁 (S Lock，又称读锁) ：允许加锁事务读取数据；

排它锁 (X Lock，又称写锁) ：允许加锁事务删除或者修改数据。

排它锁和共享锁的兼容情况如下：

	X	S
X	不兼容	不兼容
S	不兼容	兼容

3.2 意向共享锁与意向排它锁

为了说明意向锁的作用，这里先引入一个案例：假设事务 A 利用 S 锁锁住了表中的某一行，让其只能读不能写。之后事务 B 尝试申请整个表的写锁，如果事务 B 申请成功，那么理论上它就应该能修改表中的任意一行，这与事务 A 持有的行锁是冲突的。想要解决这个问题，数据库必须知道表中某一行已经被锁定，从而在事务 B 尝试申请整个表的写锁时阻塞它。想要知道表中某一行被锁定，可以对表的每一行进行遍历，这种方式可行但是性能比较差，所以 InnoDB 引入了意向锁。

意向共享锁 (IS Lock) ：当前表中某行或者某几行数据存在共享锁；

意向排它锁 (LX Lock) ：当前表中某行或者某几行数据存在排它锁。

按照意向锁的规则，当上面的事务 A 给表中的某一行加 S 锁时，会同时给表加上 IS 锁，之后事务 B 尝试获取表的 X 锁时，由于 X 锁与 IS 锁并不兼容，所以事务 B 会被阻塞。

	X	IX	S	IS
X	不兼容	不兼容	不兼容	不兼容
IX	不兼容	兼容	不兼容	兼容
S	不兼容	不兼容	兼容	兼容
IS	不兼容	兼容	兼容	兼容

3.3 一致性读

3.3.1 一致性非锁定读

一致非锁定读 (consistent nonlocking read) 是指在 InnoDB 存储引擎下，如果将要读取的行正在执行 DELETE 或 UPDATE 操作，此时不必去等待行上锁的释放，而是去读取 undo 日志上该行的快照数据，具体如下：

在 READ COMMITTED 事务隔离级别下，读取被锁定行的最新一份快照数据；

在 REPEATABLE READ 事务隔离级别下，读取事务开始时所处版本的数据。

基于多版本并发控制和一致性非锁定读，可以避免获取锁的等待，从而提高并发访问下的性能。

3.3.2 一致性锁定读

一致性锁定读则允许用户按照自己的需求在进行 SELECT 操作时手动加锁，通常有以下两种方式：

SELECT ... FOR SHARE：在读取行上加 S 锁；

SELECT ... FOR UPDATE：在读取行上加 X 锁。

3.4 锁的算法

InnoDB 存储引擎支持以下三种锁的算法：

Record Lock：行锁，用于锁定单个行记录。示例如下：

--利用行锁可以防止其他事务更新或删除该行
SELECT c1 FROM t WHERE c1 = 10 FOR UPDATE;

Gap Lock：间隙锁，锁定一个范围，但不包括记录本身，主要用于解决幻读问题，示例如下：

--利用间隙锁可以阻止其他事务将值15插入列 t.c1
SELECT c1 FROM t WHERE c1 BETWEEN 10 and 20 FOR UPDATE;

Next-Key Lock：等价于行锁+间隙锁，既锁定范围，也锁定记录本身。可以用于解决幻读中的 ”当前读“ 的问题。

4. 事务

4.1 ACID 定义

InnoDB 存储引擎完全支持 ACID 模型：

1. 原子性（Atomicity）

事务是不可分割的最小工作单元，事务的所有操作要么全部提交成功，要么全部失败回滚，不存在部分成功的情况。

2. 一致性（Consistency）

数据库在事务执行前后都保持一致性状态，数据库的完整性没有被破坏。

3. 隔离性（Isolation）

允许多个并发事务同时对数据进行操作，但一个事务所做的修改在最终提交以前，对其它事务是不可见的。

4. 持久性（Durability）

一旦事务提交，则其所做的修改将会永远保存到数据库中。即使宕机等故障，也不会丢失。

4.2 事务的实现

数据库隔离性由上一部分介绍的锁来实现，而原子性、一致性、持久性都由 undo log 和 redo log 来实现。

undo log：存储在 undo 表空间或全局临时表空间的 undo 日志段 (segment) 上，用于记录数据修改前的状态，主要用于帮助事务回滚以及实现 MVCC 功能 (如一致性非锁定读)。

redo log：负责记录数据修改后的值，主要用于保证事务的持久化。

4.3 并发问题

在并发环境下，数据的更改通常会产生下面四种问题：

1.丢失更新

一个事务的更新操作被另外一个事务的更新操作所覆盖，从而导致数据不一致：

2. 脏读

在不同的事务下，一个事务读取到其他事务未提交的数据：

3. 不可重复读

在同一个事务的两次读取之间，由于其他事务对数据进行了修改，导致对同一条数据两次读到的结果不一致：

4.幻读

在同一个事务的两次读取之间，由于其他事务对数据进行了修改，导致第二次读取到第一次不存在数据，或第一次原本存在的数据，第二次却读取不到，就好像之前的读取是 “幻觉” 一样：

4.4 隔离级别

想要解决以上问题，可以通过设置隔离级别来实现：InnoDB 支持以下四个等级的隔离级别，默认隔离级别为可重复读：

读未提交：在此级别下，一个事务中的修改，即便没有提交，对其他事务也是可见的。

读已提交：在此级别下，一个事务中的修改只有已经提交的情况下，对其他事务才是可见的。

可重复读：保证在同一个事务中多次读取同样数据的结果是一样的。

串行化：所有事务强制串行执行，由于已经不存在并行，所以上述所有并发问题都不会出现。

在每个级别下，并发问题是否可能出现的情况如下：

隔离级别	脏读	不可重复读	幻读
读未提交（READ UNCOMMITTED）	可能出现	可能	可能
读已提交（READ COMMITTED）	不可能出现	可能	可能
可重复读（REPEATABLE READ）	不可能	不可能	可能
串行化（SERIALIZABLE）	不可能	不可能	不可能

就数据库层面而言，当前任何隔离级别下都不会发生丢失更新的问题，以 InnoDB 存储引擎为例，如果你想要更改表中某行数据，该行数据上必然会加上 X 锁，而对应的表上则会加上 IX 锁，其他任何事务都必须等待获取该锁才能进行修改操作。

5. 数据库设计范式

数据库设计当中常用的三范式如下：

5.1第一范式：属性不可分

要求表中的每一列都是不可再细分的原子项。这是最低的范式要求，通常都能够被满足。

5.2第二范式：属性完全依赖于主键

要求非主键列必须完全依赖于主键列，而不能存在部分依赖。示例如下：

mechanism_id （组织机构代码）	employee_id （雇员编号）	ename （雇员名称）	mname （机构名称）
28193182	10001	shangjack	XXXX公司