数据库底层工作原理学习笔记

连接有三种方式

　　（假设外表N比内表M数据多）
　　循环连接：外表取一个或一块数据，分别和内表的一个或一块数据进行匹配。次数为：外+外*内或 外快数+外块数*内块数。

　　hash连接：内表字段建hash表，每bucket桶尽量平均分配，外表每个字段会进入一个桶，查询桶中是否有匹配。次数为：外+ 每次桶内查找次数[0-内/桶量]的累加 +内表字段建立哈希表的时间+外*每个外元素在内表hash找到桶的时间。如果hash足够有效即桶数足够多，复杂度是o（外+内）。解释：hash是hash的两表的这份关联，不是单一某个表，hash之后桶区间大小均匀分布。桶足够小时，就有外N个桶，有的桶有元素有的桶是空，总取次数为外+内。

　　归并连接：先进行排序，然后归并。如果没排序，归并排序需要用o（外*log（外）+内*log（内）），底数是2。归并连接用时o（外+内）

 

　事务处理：

 　　Wal Write-Ahead Logging protocol 1必须先日志再执行；2日志保持顺序；3commit先日志再执行。

　　

　　隔离等级：

　　序列化：每个事务在单独世界里。
　　可重读 每个事务在单独世界里，除了增加数据会被所有事务看到。其它操作不会。
　　读提交 每个事务提交的数据都会被所有事务看到。
　　读未提交/脏读 每个事务未提交的数据可以被所有事务看到。

 

 

　　所有操作保存在事务log里。先写事务log 缓存，再写数据缓存，外部函数返回，log缓存写盘，数据缓存写盘。
　　特别的，log里边记录了本次操作的撤销方式，这种方式是reverse operation to goback to the privious stata(logical UNDO)。还有一种是保存原来的数据，操作复杂不被采用。所以主流数据库（ARIES)会有机制使数据撤销时回到之前的状态。

　　FOCE commit之前数据必须写好。NO-FOCE数据可以在commit之后写。
　　STEAL 在commit之前数据就开始一点一点地写盘。NO-STREAL 等到commit的时候一次写完。
　　一般数据库用NO-FOCE/STEAL

 

　　缓存里保存着当前事务表和脏数据页组成的表格，并且时不时把这些表格写进磁盘。

　　事务发生一般错误，或者网络错误，就会参照这些表格进行回滚。
　　如果发生宕机，根据log磁盘记录恢复 当前事务表和脏数据页表 没备份到磁盘的部分。备份到磁盘的部分直接读取恢复两个表的缓存。

 

 

　　学习链接：（英文版用的句子和单词都很简单，除了那几个经常见到的专用词没别的，所以很容易读懂。也可以对照着读，读英文的含义地道一点。）

 

　　英文原版：http://coding-geek.com/how-databases-work/#Query_optimizer

 

　　中文翻译：https://www.kancloud.cn/devbean/how-databases-work/145502

　　

　　mysql是可重读，通过多版本控制（mmvc）实现。多版本控制设有系统版本号，表里的每一行数据都有创建和失效时的版本号，没有失效的是未定义。事务开始时获取版本号，只能操作创建版本号<=本事务版本号<失效版本号。

　　事务开始后，另一个事务提交的：

　　insert创建版本号大，不会不看到，于是没有幻读;update会让旧数据失效，从新增加一行数据和一个新的创建版本号，不会被看到；delete的创建版本号小的话，加上本来失效版本号大，会被看到。（参考园友的MMVC讲解）