逻辑架构

Mysql服务器逻辑架构图

最上层的服务并非Mysql独有，大多数基于网络的C/S的工具或者服务都有类似架构。比如链接处理，授权认证、安全等等。

大多数Mysql的核心服务都在第二层，包括查询解析、分析、优化、换成以及所有的内置函数，所有跨存储引擎的功能都在这一层实现：存储过程、触发器、试图等。

第三层存储负责MySQL中数据的存储和提取。服务器通过API与存储引擎进行通信。存储引擎API包含几十个底层函数，用于执行诸如“开始一个事务”或者“根据主键提取一行记录”等操作。但存储引擎不会去解析SQL。

连接管理与安全性

每个客户端连接都会在服务器进程中拥有一个线程，这个连接的查询只会在这个单独的线程中执行，该线程只能轮流在某个CPU核心或者CPU中运行。服务器会负责缓存线程，因此不需要为每一个新建的连接创建或者销毁线程

优化与执行

MySQL会解析查询，并创建内部数据结构（解析树），然后对其进行各种优化，包括重写查询、决定表的读取顺序，以及选择合适的索引等。用户可以通过特殊的关键字提示（hint）优化器，影响它的决策过程。也可以请求优化器解释（explain）优化过程的各个因素。

优化器并不关心表使用的是什么存储引擎，但存储引擎对于优化查询是有影响的。优化器会请求存储引擎提供容量或某个具体操作的开销信息，以及表数据的统计信息等。

对于SELECT语句，在解析查询之前，服务器会先检查查询缓存（Query Cache），如果能够在其中找到对应的查询，服务器就不必再执行查询解析、优化和执行的整个过程，而是直接返回查询缓存中的结果集。

并发控制

读写锁

在处理并发读或者写时，可以通过实现一个由两种类型的锁组成的锁系统来解决问题。这两种类型的锁通常被称为共享锁（shared lock）和排他锁（exclusive lock），也叫读锁（read lock）和写锁（write lock）。

读锁是共享的，或者说是相互不阻塞的。多个客户在同一时刻可以同时读取同一个资源，而互不干扰。写锁则是排他的，也就是说一个写锁会阻塞其他的写锁和读锁，这是出于安全策略的考虑，只有这样，才能确保在给定的时间里，只有一个用户能执行写入，并防止其他用户读取正在写入的同一资源。

锁粒度

加锁也需要消耗资源。锁的各种操作，包括获得锁、检查锁是否已经解除、释放锁等，都会增加系统的开销。所谓的锁策略，就是在锁的开销和数据的安全性之间寻求平衡，这种平衡当然也会影响到性能。

表锁是MySQL中最基本的锁策略，并且是开销最小的策略。表锁非常类似于前文描述的邮箱加锁机制：它会锁定整张表。一个用户在对表进行写操作（插入、删除、更新等）前，需要先获得写锁，这会阻塞其他用户对该表的所有读写操作。只有没有写锁时，其他读取的用户才能获得读锁，读锁之间是不相互阻塞的。

行级锁可以最大程度地支持并发处理（同时也带来了最大的锁开销）。众所周知，在InnoDB和XtraDB，以及其他一些存储引擎中实现了行级锁。行级锁只在存储引擎层实现，而MySQL服务器层没有实现。服务器层完全不了解存储引擎中的锁实现。在本章的后续内容以及全书中，所有的存储引擎都以自己的方式显现了锁机制。

事务

事务内的语句，要么全部执行成功，要么全部执行失败。

ACID表示原子性（atomicity）、一致性（consistency）、隔离性（isolation）和持久性（durability）。一个运行良好的事务处理系统，必须具备这些标准特征。

原子性（atomicity）

一个事务必须被视为一个不可分割的最小工作单元，整个事务中的所有操作要么全部提交成功，要么全部失败回滚，对于一个事务来说，不可能只执行其中的一部分操作，这就是事务的原子性。

一致性（consistency）

数据库总是从一个一致性的状态转换到另外一个一致性的状态。在前面的例子中，一致性确保了，即使在执行第三、四条语句之间时系统崩溃，支票账户中也不会损失200美元，因为事务最终没有提交，所以事务中所做的修改也不会保存到数据库中。

隔离性（isolation）

通常来说，一个事务所做的修改在最终提交以前，对其他事务是不可见的。在前面的例子中，当执行完第三条语句、第四条语句还未开始时，此时有另外一个账户汇总程序开始运行，则其看到的支票账户的余额并没有被减去200美元。后面我们讨论隔离级别（Isolation level）的时候，会发现为什么我们要说“通常来说”是不可见的。

持久性（durability）

一旦事务提交，则其所做的修改就会永久保存到数据库中。此时即使系统崩溃，修改的数据也不会丢失。持久性是个有点模糊的概念，因为实际上持久性也分很多不同的级别。有些持久性策略能够提供非常强的安全保障，而有些则未必。而且不可能有能做到100％的持久性保证的策略（如果数据库本身就能做到真正的持久性，那么备份又怎么能增加持久性呢？）。在后面的一些章节中，我们会继续讨论MySQL中持久性的真正含义。

隔离级别

READ UNCOMMITTED（未提交读）

在READ UNCOMMITTED级别，事务中的修改，即使没有提交，对其他事务也都是可见的。事务可以读取未提交的数据，这也被称为脏读（Dirty Read）。这个级别会导致很多问题，从性能上来说，READ UNCOMMITTED不会比其他的级别好太多，但却缺乏其他级别的很多好处，除非真的有非常必要的理由，在实际应用中一般很少使用。

READ COMMITTED（提交读）

多数数据库系统的默认隔离级别都是READ COMMITTED（但MySQL不是）。READ COMMITTED满足前面提到的隔离性的简单定义：一个事务开始时，只能“看见”已经提交的事务所做的修改。换句话说，一个事务从开始直到提交之前，所做的任何修改对其他事务都是不可见的。这个级别有时候也叫做不可重复读（nonrepeatable read），因为两次执行同样的查询，可能会得到不一样的结果。

REPEATABLE READ（可重复读）

REPEATABLE READ解决了脏读的问题。该级别保证了在同一个事务中多次读取同样记录的结果是一致的。但是理论上，可重复读隔离级别还是无法解决另外一个幻读（Phantom Read）的问题。所谓幻读，指的是当某个事务在读取某个范围内的记录时，另外一个事务又在该范围内插入了新的记录，当之前的事务再次读取该范围的记录时，会产生幻行（Phantom Row）。InnoDB和XtraDB存储引擎通过多版本并发控制（MVCC，Multiversion Concurrency Control）解决了幻读的问题。本章稍后会做进一步的讨论。

可重复读是MySQL的默认事务隔离级别。

SERIALIZABLE（可串行化）

SERIALIZABLE是最高的隔离级别。它通过强制事务串行执行，避免了前面说的幻读的问题。简单来说，SERIALIZABLE会在读取的每一行数据上都加锁，所以可能导致大量的超时和锁争用的问题。实际应用中也很少用到这个隔离级别，只有在非常需要确保数据的一致性而且可以接受没有并发的情况下，才考虑采用该级别。

死锁

数据库系统实现了各种死锁检测和死锁超时机制。越复杂的系统，比如InnoDB存储引擎，越能检测到死锁的循环依赖，并立即返回一个错误。这种解决方式很有效，否则死锁会导致出现非常慢的查询。还有一种解决方式，就是当查询的时间达到锁等待超时的设定后放弃锁请求，这种方式通常来说不太好。InnoDB目前处理死锁的方法是，将持有最少行级排他锁的事务进行回滚（这是相对比较简单的死锁回滚算法）。

死锁发生以后，只有部分或者完全回滚其中一个事务，才能打破死锁。

事务日志

事务日志可以帮助提高事务的效率。使用事务日志，存储引擎在修改表的数据时只需要修改其内存拷贝，再把该修改行为记录到持久在硬盘上的事务日志中，而不用每次都将修改的数据本身持久到磁盘。事务日志采用的是追加的方式，因此写日志的操作是磁盘上一小块区域内的顺序I/O，而不像随机I/O需要在磁盘的多个地方移动磁头，所以采用事务日志的方式相对来说要快得多。事务日志持久以后，内存中被修改的数据在后台可以慢慢地刷回到磁盘。目前大多数存储引擎都是这样实现的，我们通常称之为预写式日志（Write-Ahead Logging），修改数据需要写两次磁盘。

隐式和显式锁定

前面描述的锁定都是隐式锁定，InnoDB会根据隔离级别在需要的时候自动加锁。

另外，InnoDB也支持通过特定的语句进行显式锁定，这些语句不属于SQL规范：

SELECT ... LOCK IN SHARE MODE

SELECT ... FOR UPDATE

MySQL也支持LOCK TABLES和UNLOCK TABLES语句，这是在服务器层实现的，和存储引擎无关。

多版本并发控制

可以认为MVCC是行级锁的一个变种，但是它在很多情况下避免了加锁操作，因此开销更低。

InnoDB的MVCC，是通过在每行记录后面保存两个隐藏的列来实现的。这两个列，一个保存了行的创建时间，一个保存行的过期时间（或删除时间）。当然存储的并不是实际的时间值，而是系统版本号（system version number）。每开始一个新的事务，系统版本号都会自动递增。事务开始时刻的系统版本号会作为事务的版本号，用来和查询到的每行记录的版本号进行比较。

REPEATABLE READ隔离级别下，MVCC具体是如何操作的:

SELECT

InnoDB会根据以下两个条件检查每行记录：

InnoDB只查找版本早于当前事务版本的数据行（也就是，行的系统版本号小于或等于事务的系统版本号），这样可以确保事务读取的行，要么是在事务开始前已经存在的，要么是事务自身插入或者修改过的。

行的删除版本要么未定义，要么大于当前事务版本号。这可以确保事务读取到的行，在事务开始之前未被删除。

只有符合上述两个条件的记录，才能返回作为查询结果。

INSERT

InnoDB为新插入的每一行保存当前系统版本号作为行版本号。

DELETE

InnoDB为删除的每一行保存当前系统版本号作为行删除标识。

UPDATE

InnoDB为插入一行新记录，保存当前系统版本号作为行版本号，同时保存当前系统版本号到原来的行作为行删除标识。

MVCC只在REPEATABLE READ和READ COMMITTED两个隔离级别下工作。