《高性能MySQL》读书笔记(上)

浏览数：18 / 时间：2015年06月12日

《High Performance MySQL》真是本经典好书，从应用层到数据库到硬件平台，各种调优技巧、常见问题全都有所提及。数据库的各种概念技巧平时都有接触，像索引、分区、Sharding等等，但要想真正提高还是得如此系统学习一下。

Chapter 1: MySQL Architecture and History

1.1 Transaction Isolation Level

事务隔离级别真是个老生常谈的问题的，但大多材料一提到脏读、幻读、重复读就讲得云里雾里，所以还是自己动手实践能体会最深。推荐文章：MySQL数据库事务隔离级别。

1.2 Implicit and Explicit Locking

InnoDB默认自动根据事务隔离级别管理锁，同时支持两种标准SQL未提及的显示锁(Explicit Locking)：

SELECT ... LOCK IN SHARE MODE
SELECT ... FOR UPDATE
LOCK/UNLOCK TABLES

InnoDB采用两阶段锁协议(Two-phase Locking Protocol)。在事务内任意时刻加锁，最后提交或回滚时一起释放所有锁。两阶段锁协议(跟分布式事务XA的两阶段提交)具体如下：

“一次性锁协议：事务开始时，一次性申请所有的锁，之后不会再申请任何锁。如果其中某个锁不可用，则整个申请就不成功，事务就不会执行，在事务尾端，一次性释放所有的锁。一次性锁协议不会产生死锁的问题，但事务的并发度不高。

“两阶段锁协议：整个事务分为两个阶段，前一个阶段为加锁，后一个阶段为解锁。在加锁阶段，事务只能加锁，也可以操作数据，但不能解锁。直到事务释放第一个锁，就进入解锁阶段，此过程中事务只能解锁，也可以操作数据，不能再加锁。

两阶段锁协议使得事务具有较高的并发度，因为解锁不必发生在事务结尾。它的不足是没有解决死锁的问题，因为它在加锁阶段没有顺序要求。如两个事务分别申请了A, B锁，接着又申请对方的锁，此时进入死锁状态。

1.3 Multiversion Concurrency Control

类似于乐观锁机制，但一些文章介绍到InnoDB实现不是纯粹的MVCC。先标注一下，回头进行深入源码研究。收藏文章：何登成的InnoDB多版本(MVCC)实现简要分析，老码农的MySQL中的MVCC。

“Innodb的实现真算不上MVCC，因为并没有实现核心的多版本共存，undo log中的内容只是串行化的结果，记录了多个事务的过程，不属于多版本共存。但理想的MVCC是难以实现的，当事务仅修改一行记录使用理想的MVCC模式是没有问题的，可以通过比较版本号进行回滚；但当事务影响到多行数据时，理想的MVCC据无能为力了。
“理想MVCC难以实现的根本原因在于企图通过乐观锁代替二段提交。修改两行数据，但为了保证其一致性，与修改两个分布式系统中的数据并无区别，而二提交是目前这种场景保证一致性的唯一手段。二段提交的本质是锁定，乐观锁的本质是消除锁定，二者矛盾，故理想的MVCC难以真正在实际中被应用，Innodb只是借了MVCC这个名字，提供了读的非阻塞而已。

Chapter 4: Optimizing Schema and Data Types

4.1 Choosing Optimal Data Types

本章一上来就精辟的提出了关于模式和数据类型的总设计原则，那就是：

Smaller is usually better(越小通常越好)：因为占用更少磁盘空间，内存以及CPU缓存，所以越小通常代表越快。
Simple is good(简单的就是好的)：因为字符集和排序规则(Collation)使得字符串的比较很复杂，所以我们应当用Integer等内建类型而非字符串来保存日期时间或IP地址。
Avoid NULL if possible(尽可能避免NULL)：MySQL对NULL有特殊的处理逻辑，所以NULL会使索引、索引统计、值比较都变得更加复杂。

4.2 Using ENUM Instead Of A String Type

MySQL内部将枚举保存为整数，通过一张Lookup Table保存枚举与整数的对应关系。所以使用枚举非常节省空间(原则1越小越好越快)，根据枚举总个数而定，只会占用1或2个字节。

但是随之而来的问题是：添加删除枚举值都要ALTER TABLE。并且使用Lookup Table进行转换时也会有开销，尤其是与CHAR或VARCHAR类型的列做联接时，但有时这种开销可以被枚举节省空间的优势所抵消。

4.3 Cons of A Normalized Schema

规范化范式(Normalized Schema)不仅增加JOIN数，并且会使本可以属于一个索引的列分隔到不同的表中。

例如：SELECT ... FROM message INNER JOIN user USING(user_id)

WHERE user.account_type = ‘premium‘

ORDER BY message.published DESC LIMIT 10

则有两种执行计划：

倒序走published索引扫描message表，每行都去user表检查是否type为‘premium‘，直到找到10行。
走account_type索引扫描user表找到所有type为‘premium‘的行，进行filesort后返回10行。

上面的问题本质在于：JOIN使我们无法通过一个索引就同时完成排序和过滤。

改为非规范化 => SELECT .. FROM user_message

WHERE account_type = ‘premium‘

ORDER BY published DESC LIMIT 10

则(account_type, published)上的索引能高效地完成任务！

4.4 Cache and Summary Tables

这一部分紧接上面关于Normalized和Denormalized Schema的Pros and Cons的讨论，从4.4到4.6提出了几种冗余数据的常用且实用的方法。这几种技术本质上都是为了加速查询操作，但代价是拖慢了写操作，并且会增加开发的复杂度。

缓存表(Cache Table)指那些包含能够轻松从Schema中获得的数据的表，即表中的数据是逻辑冗余(Logically Redundant)。汇总表(Summary/Roll-up Table)是说包含通过聚合函数得到的数据的表，例如表中数据是通过GROUP BY得到的。

为什么需要它们呢？最常见的场景就是报表等统计工作。生成这些统计数据要扫描大量数据，实时计算成本很高且很多时候没有必要。而且查询这些数据还要加大量组合索引(各种维度的)才能提高性能，然而这些索引又会对平时的更新和插入等操作造成影响。于是常用技术就是添加中间表到其他引擎(利用MyISAM更小的索引和全文检索能力)，甚至其他系统(Lucene或Sphinx)。

有了中间表作为缓存，我们需要定期的更新或者重建它。影子表(Shadow Table)是一种不错的技术！

mysql> DROP TABLE IF EXISTS my_summary_new, my_summary_old;

mysql> CREATE TABLE my_summary_new LIKE my_summary;

mysql> RENAME TABLE my_summary TO my_summary_old, my_summary_new TO my_summary

只需一条rename操作，我们就可以原子地将影子表替换上去(swap with an atomic rename)，并且之前的表也保留下来以防需要回滚。

4.5 Materialized Views

物化视图即预先计算并真正存储在磁盘上的视图(一般视图是不会实际存储，在访问视图时执行对应的SQL获得数据)。MySQL没有物化视图，但有一个很棒的开源实现Flexviews Tools。它有一些很有用的功能，例如：

CDC(Change Data Capture)工具能够读取日志(Binary Logs)，并提取对应的行变化。
一组帮助定义和管理视图的存储过程
将改变反应到物化视图数据上的工具

具体来说，它利用基于行的日志(Row-based Binary Log)包含了变化行的前后数据，所以Flextviews能够在无需访问源表的情况下，知道变化前和变化后的数据，并重新计算物化视图。这是它相比我们自己维护的Cache表或Summary表的优势。

4.6 Counter Tables

Web应用一个常见问题就是并发访问计数表，此书中提出方案来提高并发量。总体设计思路是：添加更多的槽来分散并发的访问。与Java的Concurrent并发包中的ConcurrentHashMap的设计理念有些像。

计数表和对应访问SQL可以简化如下：

mysql> CREATE TABLE hit_counter(cnt int unsigned not null) ENGINE=InnoDB;

mysql> UPDATE hit_counter SET cnt = cnt + 1;

可以看出，表中的一行计数器数据其实相当于全局锁，对它的更新将会被串行化。所以，首先建表时加入Slot一列。并初始化100条数据。

CREATE TABLE hit_counter(

slot tinyint unsigned not null primary key,

cnt int unsigned not null

) ENGINE=InnoDB;

之后将更新和查询SQL改为：

mysql> UPDATE hit_counter SET cnt = cnt + 1 WHERE slot = RAND() * 100;

mysql> SELECT SUM(cnt) FROM hit_counter;

ps：如果需要每天刷新计数器的话，那么建表时就加入时间列：

CREATE TABLE daily_hit_counter(

day date not null,

slot tinyint unsigned not null primary key,

cnt int unsigned not null,

primary key(day, slot)

) ENGINE=InnoDB;

pss：如果不想每天都插入初始数据的话，可以用下面的SQL：

mysql> INSERT INTO daily_hit_counter(day, slot, cnt)

VALUES(CURRENT_DATE, RAND() * 100, 1)

ON DUPLICATE KEY UPDATE cnt = cnt + 1;

psss：如果想减少计数器的行数来节约空间，那么可以执行一个定期任务来合并所有记录到Slot 0：

Chapter 5: Indexing for High Performance

5.1 B-Tree Family

一般我们讨论数据库索引时，其实指的都是B树索引，MySQL的CREATE TABLE及其他语句中也的确使用这种说法。然而实际上，存储引擎内部可能会使用不同的存储结构。例如NDB使用T树(关于不同的索引类型，在我的另一篇介绍内存数据库中也有所提及。T树就非常适合内存存储)，而InnoDB使用B+树。

所以准确地说我们使用的是B树大家族里B树的各种变形。各种变形的核心是围绕着内结点出度(例如基于内存的T树和基于磁盘的B树)、存储使用率(B树和B+树)等方面进行的。

首先B树与其他数据结构如红黑树、普通AVL树的最大区别就是：B树的结点有很多个子结点。而这一点正是为减少磁盘I/O读取开销而设计。因为子结点很多，所以树的总体高度很低，这样就只需加载少量的磁盘页就能查找到目标数据。那关于B树和B+树的区别呢：B+树的内结点不存data(即指向key所在数据行的指针)，只存key。

B+树的优势：

因为内部结点不存data了，所以在一个磁盘页上能存更多的key了，树的高度进一步降低，从而加快key的查找命中。
需要全树遍历时(如某字段的范围查询甚至full scan，这都是很常见而频繁的查询操作)，只需要对B+树的叶子结点进行线性遍历即可，而B树则需要树遍历。而线性遍历比树遍历命中率更高(因为相邻数据都很近，不会分散在结点的左右子树中，跨页的概率能低一些吧)

B树的优势：

在B树中查找可能在内部结点结束，而B+树则必须在叶子结点结束。

首先引用一个B树查找的例子：

“下面，咱们来模拟下查找文件29的过程：

根据根结点指针找到文件目录的根磁盘块1，将其中的信息导入内存。【磁盘IO操作 1次】
此时内存中有两个文件名17、35和三个存储其他磁盘页面地址的数据。根据算法我们发现：17<29<35，因此我们找到指针p2。
根据p2指针，我们定位到磁盘块3，并将其中的信息导入内存。【磁盘IO操作 2次】
此时内存中有两个文件名26，30和三个存储其他磁盘页面地址的数据。根据算法我们发现：26<29<30，因此我们找到指针p2。
根据p2指针，我们定位到磁盘块8，并将其中的信息导入内存。【磁盘IO操作 3次】
此时内存中有两个文件名28，29。根据算法我们查找到文件名29，并定位了该文件内存的磁盘地址。

分析上面的过程，发现需要3次磁盘IO操作和3次内存查找操作。关于内存中的文件名查找，由于是一个有序表结构，可以利用折半查找提高效率。至于IO操作是影响整个B树查找效率的决定因素。当然，如果我们使用平衡二叉树的磁盘存储结构来进行查找，磁盘4次，最多5次，而且文件越多，B树比平衡二叉树所用的磁盘IO操作次数将越少，效率也越高。

而B+树就是这个样子：