mysql之MyISAM和InnoDB

最近在学习mysql的优化方面，这里当然逃不开mysql的引擎了，学的时候自己就是分析了一下这两个的优缺点，和什么情况用MyISAM，什么情况用Innodb。昨天接到阿里电话面试，当问道这两个数据库引擎时，我开心的不得了，这两个我分析过的呀。然而面试官听我说了以后，说了句你说MyISAM查询速度比Innodb快，能告诉我为什么吗。听到这，一时语塞，我只知道是这样，至于为什么，天呐，没研究呀。当面试完了以后，自己就开始分析起来了，这里做一下笔记，方便以后自己复习。

首先还是对比一下这两个的区别吧：

再说说一些细节吧：

1.InnoDB不支持FULLTEXT类型的索引。

2.MyISAM内置了一个计数器，count(*)时它直接从计数器中读，而InnoDB必须扫描全表。但是

3..对于AUTO_INCREMENT类型的字段，InnoDB中必须包含只有该字段的索引，但是在MyISAM表中，可以和其他字段一起建立联合索引。

4.DELETE FROM table时，InnoDB不会重新建立表，而是一行一行的删除。

5.LOAD TABLE FROM MASTER操作对InnoDB是不起作用的，解决方法是首先把InnoDB表改成MyISAM表，导入数据后再改成InnoDB表，但是对于使用的额外的InnoDB特性（例如外键）的表不适用。

6.InnoDB的行锁并不是绝对的，当索引失效时，会导致行锁变成表锁。至于什么是索引失效，具体内容挺多的，我下一篇会详细写的。

7.InnoDB的AUTOCOMMIT默认是打开的，即每条SQL语句会默认被封装成一个事务，自动提交，这样会影响速度，所以最好是把多条SQL语句显示放在begin和commit之间，组成一个事务去提交。

8.InnoDB会出现死锁，而MyISAM不会。为什么呢，Mysql行级锁并不是直接锁记录，而是锁索引。索引分为主键索引和非主键索引两种，如果一条sql语句操作了主键索引，那么Mysql就会锁定这个主键索引，如果sql语句操作的是非主键索引，那么Mysql会先锁定这个非主键索引，再去锁定主键索引。死锁”举例分析：表Test：（ID,STATE,TIME）主键索引：ID 非主键索引：STATE当执行"UPDATE STATE =1011 WHERE STATE=1000" 语句的时候会锁定STATE索引，由于STATE 是非主键索引,所以Mysql还会去请求锁定ID索引当另一个SQL语句与语句1几乎同时执行时：“UPDATE STATE=1010 WHERE ID=1” 对于语句2 Mysql会先锁定ID索引，由于语句2操作了STATE字段，所以Mysql还会请求锁定STATE索引。这时。彼此锁定着对方需要的索引，又都在等待对方释放锁定。所以出现了"死锁"的情况。

好，接下来看看开始提出的问题，为啥MyISAM比InnoDB查询速度快：

一句话，InnoDB在做查询的时候，要维护的东西比MyISAM多很多

1.InnoDB缓存索引和真实数据，MyISAM只缓存索引，这中间还有缓存数据换进换出的减少。

2.innodb寻址要映射到块，再到行，MYISAM记录的直接是文件的OFFSET(偏移量)，定位比INNODB要快

3.INNODB还需要维护MVCC一致；虽然你的场景没有，但他还是需要去检查和维护MVCC (Multi-Version Concurrency Control)多版本并发控制，那什么是多MVCC呢，看到一个官方翻译，挺好理解的，我copy下来了：

多版本并发控制(简称MCC或者MVCC)，是一种并发控制思想，通常被用于DBMS中去保证并发连接数据库，或者去实现事务内存编程。如果在一个库中，有人读，同时也有人写，很可能读操作会获取到写入一部分的内容，或者不一致的数据片段。有好几种方法可以解决这个问题，都采用并发控制思想。最简单的方法是加锁，让读操作一直等待直到写入结束，但这会导致读写非常慢。MVCC采用另一种思路，访问数据库的每个用户都将看到一个特定时刻的数据库快照。写操作进行的修改，不会被其他用户看到，直至修改完成(在数据库中，直至事务被提交)。一个支持MVCC的数据库更新某一项数据的时候，它不会直接用新数据去覆盖原数据，而是将原数据标记为废弃，并且把新数据写在其他地方，这样就有多版本的数据同时被存储，但是只有一个是最新的。MVCC允许一个读会话开启之后，连接依然可以查看数据，即使它被其他操作修改或者删除。MVCC让数据库避免直接填写内存的空洞，或磁盘的结构（即被标记为脏数据的部分），一般请求系统周期性换出将脏数据删除。对于一个文件类型的数据库来说，系统通过把整个文件写入相似的磁盘区，更新完成后，整个文件被重写的方式来修改磁盘结构，而非一点一点截取或被链接在一个完全不同的磁盘结构。MVCC提供时间一致性读。MVCC下的读事务一般用一个时间戳或者事务ID来决定读取什么样的数据状态，和哪个版本的数据。这避免了为读事务加锁，因为写操作被独立执行在老本本的数据上，而不是通过发起锁或者互斥进程。写影响一个将来版本的数据，而不是读操作正在进行的事务id版。任何数据都一致的，因为写影响下一个事务id。

当面试官问时，该如何回答MVCC：

多版本控制: 指的是一种提高并发的技术。最早的数据库系统，只有读读之间可以并发，读写，写读，写写都要阻塞。引入多版本之后，只有写写之间相互阻塞，其他三种操作都可以并行，这样大幅度提高了InnoDB的并发度。在内部实现中，与Postgres在数据行上实现多版本不同，InnoDB是在undolog中实现的，通过undolog可以找回数据的历史版本。找回的数据历史版本可以提供给用户读(按照隔离级别的定义，有些读请求只能看到比较老的数据版本)，也可以在回滚的时候覆盖数据页上的数据。在InnoDB内部中，会记录一个全局的活跃读写事务数组，其主要用来判断事务的可见性。

那如何实现的呢：

在Mysql Innodb中行记录的存储格式，除了最基本的行信息外，还会有一些额外的字段，这里主要介绍和MVCC有关的字段：事务ID(DB_TRX_ID)和回滚指针(DB_ROLL_PTR)。

6字节的事务ID(DB_TRX_ID)字段: 用来标识最近一次对本行记录做修改(insert|update)的事务的标识符, 即最后一次修改(insert|update)本行记录的事务id。
7字节的回滚指针(DB_ROLL_PTR)字段: 指写入回滚段(rollback segment)的 undo log record (撤销日志记录记录)。
如果一行记录被更新, 则 undo log record 包含 '重建该行记录被更新之前内容' 所必须的信息。（）

根据回归指针可找到之前版本的数据，查询的话查询小于等于前事务id最近的一条版本的数据

ReadView中主要就是有个列表来存储我们系统中当前活跃着的读写事务，也就是begin了还未提交的事务。通过这个列表来判断记录的某个版本是否对当前事务可见。

mvcc原理:
先提两个概念：
1.每个表的行记录除了数据字段之外，还有两个重要的字段，那就是事务id和回滚指针。
2.undo log
undo log存储了许多旧的行数据，每一个回滚指针对应一个旧的行数据，当需要回滚的时候，直接拿当前行的回滚指针去undo log拿到旧的行数据，就能够恢复数据了。
这个和mvcc有啥关系呢，当然有关系，当
这个过程解决了回滚数据的问题。再来解决读数据的问题。多个活动的事务如何读到正确的数据？其实就是解决可重复读的问题。
3.事务快照
用来做可读性判断的，在innodb中(默认repeatable read级别), 事务在begin/start transaction之后的第一条select读操作后, 会创建一个快照(read view), 将当前系统中活跃的其他事务记录记录起来;
一个事务快照的创建过程可以概括为：
查看当前所有的未提交并活跃的事务，存储在数组中
选取未提交并活跃的事务中最小的XID，记录在快照的xmin中
选取所有已提交事务中最大的XID，加1后记录在xmax中

其中根据xmin和xmax的定义，事务和快照的可见性可以概括为：

当事务ID小于xmin的事务表示已经被提交，其涉及的修改对当前快照可见
事务ID大于或等于xmax的事务表示正在执行，其所做的修改对当前快照不可见
事务ID处在 [xmin, xmax)区间的事务, 该行记录所在事务在本次新事务创建的时候处于活动状态，从xmax到xmin进行遍历，如果事务ID等于他们之中的某个事务id的话，那么不可见, 调到步骤4,否则表示可见。
从该行记录的 DB_ROLL_PTR 指针所指向的回滚段中取出最新的undo-log的版本号, 将它赋值该当前事务id，然后跳到步骤1重新开始判断。

参考：
https://segmentfault.com/a/1190000012650596

参考文章：

http://www.cnblogs.com/wyeat/p/translation_mvcc.html (mvcc)

http://www.cnblogs.com/fwqblogs/p/6645274.html

http://www.2cto.com/database/201404/291438.html

http://blog.csdn.net/xifeijian/article/details/20316775

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