如何管理 MySQL 的 binlog

MySQL数据同步主要有三种方式:

1利用MySQL自身的数据库同步功能

2利用MySQL数据库的特性(数据库存在固顶目录,并且以文件形式存储),进行数据库目录同步以达到数据同步目的

3利用专用的MySQL数据库同步软件

1利用MySQL自身的数据库同步功能(下面参考自网上的文章,写的非常详细了)

MySQL从32315版本以后提供数据库复制功能。利用该功能可以实现两个数据库同步，主从模式，互相备份模式的功能

数据库同步复制功能的设置都在mysql的设置文件中体现。mysql的配置文件（一般是mycnf），在unix环境下在/etc/mysql/mycnf或者在mysql用户的home目录下的mycnf。

windows环境中，如果c:根目录下有mycnf文件则取该配置文件。当运行mysql的winmysqladminexe工具时候，该工具会把c:根目录下的mycnf命名为mycnfbak。并在winnt目录下创建myini。mysql服务器启动时候会读该配置文件。所以可以把mycnf中的内容拷贝到myini文件中，用myini文件作为mysql服务器的配置文件。

设置方法：

设置范例环境：

*** 作系统：window2000professional

mysql：404-beta-max-nt-log

Aip:10101022

Bip:10101053

A:设置

1增加一个用户最为同步的用户帐号：

GRANTFILEONTObackup@'10101053'IDENTIFIEDBY‘1234’

2增加一个数据库作为同步数据库：

createdatabasebackup

B:设置

1增加一个用户最为同步的用户帐号：

GRANTFILEONTObackup@'10101022'IDENTIFIEDBY‘1234’

2增加一个数据库作为同步数据库：

createdatabasebackup

主从模式：A->B

A为master

修改Amysql的myini文件。在mysqld配置项中加入下面配置：

server-id=1

log-bin

#设置需要记录log可以设置log-bin=c:mysqlbakmysqllog设置日志文件的目录，

#其中mysqllog是日志文件的名称，mysql将建立不同扩展名，文件名为mysqllog的几个日志文件。

binlog-do-db=backup#指定需要日志的数据库

重起数据库服务。

用showmasterstatus命令看日志情况。

B为slave

修改Bmysql的myini文件。在mysqld配置项中加入下面配置：

server-id=2

master-host=10101022

master-user=backup#同步用户帐号

master-password=1234

master-port=3306

master-connect-retry=60预设重试间隔60秒

replicate-do-db=backup告诉slave只做backup数据库的更新

重起数据库

用showslavestatus看同步配置情况。

注意：由于设置了slave的配置信息，mysql在数据库目录下生成masterinfo

所以如有要修改相关slave的配置要先删除该文件。否则修改的配置不能生效。

双机互备模式。

如果在A加入slave设置，在B加入master设置，则可以做B->A的同步。

在A的配置文件中mysqld配置项加入以下设置：

master-host=10101053

master-user=backup

master-password=1234

replicate-do-db=backup

master-connect-retry=10

在B的配置文件中mysqld配置项加入以下设置：

log-bin=c:mysqllogmysqllog

binlog-do-db=backup

注意：当有错误产生时err日志文件。同步的线程退出，当纠正错误后要让同步机制进行工作，运行slavestart

重起AB机器，则可以实现双向的热备。

测试：

向B批量插入大数据量表AA（1872000）条

A数据库每秒钟可以更新2500条数据。

2数据库目录同步,方法和文件同步一样,设置好需要同步的两个数据库目录就可以了!

缺点很明显,数据同步只能单向进行,可以作为备份方案

3用专用的MySQL同步软件进行同步

这方面的软件有SQLBalance和MyReplicator,优点是方便直观,还有很多争强功能!

缺点和2一样,只能单项同步!

当然你也可以修改镜像网站的程序为提交数据到母数据库,读取则在当前镜像下的数据,不过,修改起来麻烦!普通用户修改也非常难!呵呵,大家了解一下就可以!给大家一个思路!有能力的朋友可以试试阿!

4关于MySQL论坛的数据同步

由于数据来源的不可控制(不好表达),论坛数据是实时的,而且还要考虑来自镜像论坛的数据,如何实现镜像论坛与母论坛数据同步呢

用1中介绍的MySQL自带的数据库同步功能互相备份模式就可以实现的!

不过,具体的应用我没有测试!稳定性不敢保证!

有能力的朋友推荐用下面这种思路来同步,相对来说减少点效率,但能减少发生的错误!

比如镜像论坛数据同步:

1母论坛和镜像论坛的数据全写在母论坛数据库里,主从模式,读取只在本地读取,这个需要修改程序!

2每次写数据,都同时提交到两个数据库中,安全,但是效率很差,也得修改程序!

MSSQL

MSSQL数据同步利用数据库复制技术实现数据同步更新(来自网络,也是非常完美的教程)

复制的概念

复制是将一组数据从一个数据源拷贝到多个数据源的技术，是将一份数据发布到多个存储站点上的有效方式。使用复制技术，用户可以将一份数据发布到多台服务器上，从而使不同的服务器用户都可以在权限的许可的范围内共享这份数据。复制技术可以确保分布在不同地点的数据自动同步更新，从而保证数据的一致性。

SQL复制的基本元素包括

出版服务器、订阅服务器、分发服务器、出版物、文章

SQL复制的工作原理

SQLSERVER主要采用出版物、订阅的方式来处理复制。源数据所在的服务器是出版服务器，负责发表数据。出版服务器把要发表的数据的所有改变情况的拷贝复制到分发服务器，分发服务器包含有一个分发数据库，可接收数据的所有改变，并保存这些改变，再把这些改变分发给订阅服务器

SQLSERVER复制技术类型

SQLSERVER提供了三种复制技术，分别是：

1、快照复制（呆会我们就使用这个）

2、事务复制

3、合并复制

只要把上面这些概念弄清楚了那么对复制也就有了一定的理解。接下来我们就一步一步来实现复制的步骤。

第一先来配置出版服务器

(1)选中指定[服务器]节点

(2)从[工具]下拉菜单的[复制]子菜单中选择[发布、订阅服务器和分发]命令

(3)系统d出一个对话框点[下一步]然后看着提示一直 *** 作到完成。

(4)当完成了出版服务器的设置以后系统会为该服务器的树形结构中添加一个复制监视器。同时也生成一个分发数据库(distribution)

第二创建出版物

(1)选中指定的服务器

(2)从[工具]菜单的[复制]子菜单中选择[创建和管理发布]命令。此时系统会d出一个对话框

(3)选择要创建出版物的数据库，然后单击[创建发布]

(4)在[创建发布向导]的提示对话框中单击[下一步]系统就会d出一个对话框。对话框上的内容是复制的三个类型。我们现在选第一个也就是默认的快照发布(其他两个大家可以去看看帮助)

(5)单击[下一步]系统要求指定可以订阅该发布的数据库服务器类型，SQLSERVER允许在不同的数据库如ORACLE或ACCESS之间进行数据复制。但是在这里我们选择运行"SQLSERVER2000"的数据库服务器

(6)单击[下一步]系统就d出一个定义文章的对话框也就是选择要出版的表

(7)然后[下一步]直到 *** 作完成。当完成出版物的创建后创建出版物的数据库也就变成了一个共享数据库。

第三设计订阅

(1)选中指定的订阅服务器

(2)从[工具]下拉菜单中选择[复制]子菜单的[请求订阅]

(3)按照单击[下一步] *** 作直到系统会提示检查SQLSERVER代理服务的运行状态，执行复制 *** 作的前提条件是SQLSERVER代理服务必须已经启动。

(4)单击[完成]。完成订阅 *** 作。

完成上面的步骤其实复制也就是成功了。但是如何来知道复制是否成功了呢？这里可以通过这种方法来快速看是否成功。展开出版服务器下面的复制——发布内容——右键发布内容——属性——击活——状态然后点立即运行代理程序接着点代理程序属性击活调度把调度设置为每一天发生，每一分钟，在0：00：00和23：59：59之间。接下来就是判断复制是否成功了打开C:/ProgramFiles/MicrosoftSQLServer/MSSQL/REPLDATA/unc/XIAOWANGZI_database_database下面看是不是有一些以时间做为文件名的文件夹差不多一分中就产生一个。要是你还不信的话就打开你的数据库看在订阅的服务器的指定订阅数据库下看是不是看到了你刚才所发布的表—

一个手工同步的方案

--定时同步服务器上的数据

--例子:

--测试环境,SQLServer2000,远程服务器名:xz,用户名为:sa,无密码,测试数据库:test

--服务器上的表(查询分析器连接到服务器上创建)

createtable[user](idintprimarykey,numbervarchar(4),namevarchar(10))

go

--以下在局域网(本机 *** 作)

--本机的表,state说明:null表示新增记录,1表示修改过的记录,0表示无变化的记录

ifexists(selectfromdbosysobjectswhereid=object_id(N'[user]')andOBJECTPROPERTY(id,N'IsUserTable')=1)

droptable[user]

GO

createtable[user](idintidentity(1,1),numbervarchar(4),namevarchar(10),statebit)

go

--创建触发器,维护state字段的值

createtriggert_stateon[user]

afterupdate

as

update[user]setstate=1

from[user]ajoininsertedbonaid=bid

whereastateisnotnull

go

--为了方便同步处理,创建链接服务器到要同步的服务器

--这里的远程服务器名为:xz,用户名为:sa,无密码

ifexists(select1frommastersysserverswheresrvname='srv_lnk')

execsp_dropserver'srv_lnk','droplogins'

go

execsp_addlinkedserver'srv_lnk','','SQLOLEDB','xz'

execsp_addlinkedsrvlogin'srv_lnk','false',null,'sa'

go

--创建同步处理的存储过程

ifexists(selectfromdbosysobjectswhereid=object_id(N'[dbo][p_synchro]')andOBJECTPROPERTY(id,N'IsProcedure')=1)

dropprocedure[dbo][p_synchro]

GO

createprocp_synchro

as

--setXACT_ABORTon

--启动远程服务器的MSDTC服务

--execmasterxp_cmdshell'isql/S"xz"/U"sa"/P""/q"execmasterxp_cmdshell''netstartmsdtc'',no_output"',no_output

--启动本机的MSDTC服务

--execmasterxp_cmdshell'netstartmsdtc',no_output

--进行分布事务处理,如果表用标识列做主键,用下面的方法

--BEGINDISTRIBUTEDTRANSACTION

--同步删除的数据

deletefromsrv_lnktestdbo[user]

whereidnotin(selectidfrom[user])

--同步新增的数据

insertintosrv_lnktestdbo[user]

selectid,number,namefrom[user]wherestateisnull

--同步修改的数据

updatesrv_lnktestdbo[user]set

number=bnumber,name=bname

fromsrv_lnktestdbo[user]a

join[user]bonaid=bid

wherebstate=1

--同步后更新本机的标志

update[user]setstate=0whereisnull(state,1)=1

--COMMITTRAN

go

--创建作业,定时执行数据同步的存储过程

ifexists(SELECT1frommsdbsysjobswherename='数据处理')

EXECUTEmsdbdbosp_delete_job@job_name='数据处理'

execmsdbsp_add_job@job_name='数据处理'

--创建作业步骤

declare@sqlvarchar(800),@dbnamevarchar(250)

select@sql='execp_synchro'--数据处理的命令

,@dbname=db_name()--执行数据处理的数据库名

execmsdbsp_add_jobstep@job_name='数据处理',

@step_name='数据同步',

@subsystem='TSQL',

@database_name=@dbname,

@command=@sql,

@retry_attempts=5,--重试次数

@retry_interval=5--重试间隔

--创建调度

EXECmsdbsp_add_jobschedule@job_name='数据处理',

@name='时间安排',

@freq_type=4,--每天

@freq_interval=1,--每天执行一次

@active_start_time=00000--0点执行

go

1、SQL语句执行流程

MySQL大体上可分为Server层和存储引擎层两部分。

Server层：

连接器：TCP握手后服务器来验证登陆用户身份，A用户创建连接后，管理员对A用户权限修改了也不会影响到已经创建的链接权限，必须重新登陆。

查询缓存：查询后的结果存储位置，MySQL80版本以后已经取消，因为查询缓存失效太频繁，得不偿失。

分析器：根据语法规则，判断你输入的这个SQL语句是否满足MySQL语法。

优化器：多种执行策略可实现目标，系统自动选择最优进行执行。

执行器：判断是否有权限，将最终任务提交到存储引擎。

存储引擎层

负责数据的存储和提取。其架构模式是插件式的，支持InnoDB、MyISAM、Memory等多个存储引擎。现在最常用的存储引擎是InnoDB，它从MySQL 555版本开始成为了默认存储引擎(经常用的也是这个)。

SQL执行顺序

2、BinLog、RedoLog、UndoLog

BinLog

BinLog是记录所有数据库表结构变更（例如create、alter table）以及表数据修改(insert、update、delete)的二进制日志，主从数据库同步用到的都是BinLog文件。BinLog日志文件有三种模式。

STATEMENT 模式

内容：binlog 记录可能引起数据变更的 sql 语句

优势：该模式下，因为没有记录实际的数据，所以日志量很少 IO 都消耗很低，性能是最优的

劣势：但有些 *** 作并不是确定的，比如 uuid() 函数会随机产生唯一标识，当依赖 binlog 回放时，该 *** 作生成的数据与原数据必然是不同的，此时可能造成无法预料的后果。

ROW 模式

内容：在该模式下，binlog 会记录每次 *** 作的源数据与修改后的目标数据，StreamSets就要求该模式。

优势：可以绝对精准的还原，从而保证了数据的安全与可靠，并且复制和数据恢复过程可以是并发进行的

劣势：缺点在于 binlog 体积会非常大，同时，对于修改记录多、字段长度大的 *** 作来说，记录时性能消耗会很严重。阅读的时候也需要特殊指令来进行读取数据。

MIXED 模式

内容：是对上述STATEMENT 跟 ROW 两种模式的混合使用。

细节：对于绝大部分 *** 作，都是使用 STATEMENT 来进行 binlog 没有记录，只有以下 *** 作使用 ROW 来实现：表的存储引擎为 NDB，使用了uuid() 等不确定函数，使用了 insert delay 语句，使用了临时表

主从同步流程：

1、主节点必须启用二进制日志，记录任何修改了数据库数据的事件。

2、从节点开启一个线程（I/O Thread)把自己扮演成 mysql 的客户端，通过 mysql 协议，请求主节点的二进制日志文件中的事件 。

3、主节点启动一个线程（dump Thread），检查自己二进制日志中的事件，跟对方请求的位置对比，如果不带请求位置参数，则主节点就会从第一个日志文件中的第一个事件一个一个发送给从节点。

4、从节点接收到主节点发送过来的数据把它放置到中继日志（Relay log）文件中。并记录该次请求到主节点的具体哪一个二进制日志文件内部的哪一个位置（主节点中的二进制文件会有多个）。

5、从节点启动另外一个线程（sql Thread ），把 Relay log 中的事件读取出来，并在本地再执行一次。

mysql默认的复制方式是异步的，并且复制的时候是有并行复制能力的。主库把日志发送给从库后不管了，这样会产生一个问题就是假设主库挂了，从库处理失败了，这时候从库升为主库后，日志就丢失了。由此产生两个概念。

全同步复制

主库写入binlog后强制同步日志到从库，所有的从库都执行完成后才返回给客户端，但是很显然这个方式的话性能会受到严重影响。

半同步复制

半同步复制的逻辑是这样，从库写入日志成功后返回ACK确认给主库，主库收到至少一个从库的确认就认为写 *** 作完成。

还可以延伸到由于主从配置不一样、主库大事务、从库压力过大、网络震荡等造成主备延迟，如何避免这个问题？主备切换的时候用可靠性优先原则还是可用性优先原则？如何判断主库Crash了？互为主备的情况下如何避免主备循环复制？被删库跑路了如何正确恢复？( o )… 感觉越来越扯到DBA的活儿上去了。

RedoLog

可以先通过下面demo理解：

饭点记账可以把账单写在账本上也可以写在粉板上。有人赊账或者还账的话，一般有两种做法：

1、直接把账本翻出来，把这次赊的账加上去或者扣除掉。

2、先在粉板上记下这次的账，等打烊以后再把账本翻出来核算。

生意忙时选后者，因为前者太麻烦了。得在密密麻麻的记录中找到这个人的赊账总额信息，找到之后再拿出算盘计算，最后再将结果写回到账本上。

同样在MySQL中如果每一次的更新 *** 作都需要写进磁盘，然后磁盘也要找到对应的那条记录，然后再更新，整个过程IO成本、查找成本都很高。而粉板和账本配合的整个过程就是MySQL用到的是Write-Ahead Logging 技术，它的关键点就是先写日志，再写磁盘。此时账本 = BinLog，粉板 = RedoLog。

1、 记录更新时，InnoDB引擎就会先把记录写到RedoLog（粉板）里面，并更新内存。同时，InnoDB引擎会在空闲时将这个 *** 作记录更新到磁盘里面。

2、 如果更新太多RedoLog处理不了的时候，需先将RedoLog部分数据写到磁盘，然后擦除RedoLog部分数据。RedoLog类似转盘。

RedoLog有write pos 跟checkpoint

write pos ：是当前记录的位置，一边写一边后移，写到第3号文件末尾后就回到0号文件开头。

check point：是当前要擦除的位置，也是往后推移并且循环的，擦除记录前要把记录更新到数据文件。

write pos和check point之间的是粉板上还空着的部分，可以用来记录新的 *** 作。如果write pos追上checkpoint，表示粉板满了，这时候不能再执行新的更新，得停下来先擦掉一些记录，把checkpoint推进一下。

有了redo log，InnoDB就可以保证即使数据库发生异常重启，之前提交的记录都不会丢失，这个能力称为crash-safe。 redolog两阶段提交：为了让binlog跟redolog两份日志之间的逻辑一致。提交流程大致如下：

1 prepare阶段 --> 2 写binlog --> 3 commit

当在2之前崩溃时，重启恢复后发现没有commit，回滚。备份恢复：没有binlog 。一致

当在3之前崩溃时，重启恢复发现虽没有commit，但满足prepare和binlog完整，所以重启后会自动commit。备份：有binlog 一致

binlog跟redolog区别：

redo log是InnoDB引擎特有的；binlog是MySQL的Server层实现的，所有引擎都可以使用。

redo log是物理日志，记录的是在某个数据页上做了什么修改；binlog是逻辑日志，记录的是这个语句的原始逻辑，比如给ID=2这一行的c字段加1。

redo log是循环写的，空间固定会用完；binlog是可以追加写入的。追加写是指binlog文件写到一定大小后会切换到下一个，并不会覆盖以前的日志。

UndoLog

UndoLog 一般是逻辑日志，主要分为两种：

insert undo log

代表事务在insert新记录时产生的undo log, 只在事务回滚时需要，并且在事务提交后可以被立即丢弃

update undo log

事务在进行update或delete时产生的undo log; 不仅在事务回滚时需要，在快照读时也需要；所以不能随便删除，只有在快速读或事务回滚不涉及该日志时，对应的日志才会被purge线程统一清除

3、MySQL中的索引

索引的常见模型有哈希表、有序数组和搜索树。

哈希表：一种以KV存储数据的结构，只适合等值查询，不适合范围查询。

有序数组：只适用于静态存储引擎，涉及到插入的时候比较麻烦。可以参考Java中的ArrayList。

搜索树：按照数据结构中的二叉树来存储数据，不过此时是N叉树(B+树)。广泛应用在存储引擎层中。

B+树比B树优势在于：

B+ 树非叶子节点存储的只是索引，可以存储的更多。B+树比B树更加矮胖，IO次数更少。

B+ 树叶子节点前后管理，更加方便范围查询。同时结果都在叶子节点，查询效率稳定。

B+树中更有利于对数据扫描，可以避免B树的回溯扫描。

索引的优点：

1、唯一索引可以保证每一行数据的唯一性

2、提高查询速度

3、加速表与表的连接

4、显著的减少查询中分组和排序的时间

5、通过使用索引，可以在查询的过程中，使用优化隐藏器，提高系统的性能。

索引的缺点：

1、创建跟维护都需要耗时

2、创建索引时，需要对表加锁，在锁表的同时，可能会影响到其他的数据 *** 作

3、 索引需要磁盘的空间进行存储，磁盘占用也很快。

4、当对表中的数据进行CRUD的时，也会触发索引的维护，而维护索引需要时间，可能会降低数据 *** 作性能

索引设计的原则不应该：

1、索引不是越多越好。索引太多，维护索引需要时间跟空间。

2、 频繁更新的数据，不宜建索引。

3、数据量小的表没必要建立索引。

应该：

1、重复率小的列建议生成索引。因为重复数据少，索引树查询更有效率，等价基数越大越好。

2、数据具有唯一性，建议生成唯一性索引。在数据库的层面，保证数据正确性

3、频繁group by、order by的列建议生成索引。可以大幅提高分组和排序效率

4、经常用于查询条件的字段建议生成索引。通过索引查询，速度更快

索引失效的场景

1、模糊搜索：左模糊或全模糊都会导致索引失效，比如'%a'和'%a%'。但是右模糊是可以利用索引的，比如'a%' 。

2、隐式类型转换：比如select from t where name = xxx , name是字符串类型，但是没有加引号，所以是由MySQL隐式转换的，所以会让索引失效 3、当语句中带有or的时候：比如select from t where name=‘sw’ or age=14

4、不符合联合索引的最左前缀匹配：(A,B,C)的联合索引，你只where了C或B或只有B,C

关于索引的知识点：

主键索引：主键索引的叶子节点存的是整行数据信息。在InnoDB里，主键索引也被称为聚簇索引（clustered index）。主键自增是无法保证完全自增的哦，遇到唯一键冲突、事务回滚等都可能导致不连续。

唯一索引：以唯一列生成的索引，该列不允许有重复值，但允许有空值(NULL)

普通索引跟唯一索引查询性能：InnoDB的数据是按数据页为单位来读写的，默认每页16KB，因此这两种索引查询数据性能差别微乎其微。

change buffer：普通索引用在更新过程的加速，更新的字段如果在缓存中，如果是普通索引则直接更新即可。如果是唯一索引需要将所有数据读入内存来确保不违背唯一性，所以尽量用普通索引。

非主键索引：非主键索引的叶子节点内容是主键的值。在InnoDB里，非主键索引也被称为二级索引（secondary index）

回表：先通过数据库索引扫描出数据所在的行，再通过行主键id取出索引中未提供的数据，即基于非主键索引的查询需要多扫描一棵索引树。

覆盖索引：如果一个索引包含（或者说覆盖）所有需要查询的字段的值，我们就称之为覆盖索引。

联合索引：相对单列索引，组合索引是用多个列组合构建的索引，一次性最多联合16个。

最左前缀原则：对多个字段同时建立的组合索引(有顺序，ABC，ACB是完全不同的两种联合索引) 以联合索引(a,b,c)为例，建立这样的索引相当于建立了索引a、ab、abc三个索引。另外组合索引实际还是一个索引，并非真的创建了多个索引，只是产生的效果等价于产生多个索引。

索引下推：MySQL 56引入了索引下推优化，可以在索引遍历过程中，对索引中包含的字段先做判断，过滤掉不符合条件的记录，减少回表字数。

索引维护：B+树为了维护索引有序性涉及到页分裂跟页合并。增删数据时需考虑页空间利用率。

自增主键：一般会建立与业务无关的自增主键，不会触发叶子节点分裂。

延迟关联：通过使用覆盖索引查询返回需要的主键，再根据主键关联原表获得需要的数据。

InnoDB存储: frm文件是一份定义文件，也就是定义数据库表是一张怎么样的表。ibd文件则是该表的索引，数据存储文件，既该表的所有索引树，所有行记录数据都存储在该文件中。

MyISAM存储： frm文件是一份定义文件，也就是定义数据库表是一张怎么样的表。 MYD文件是MyISAM存储引擎表的所有行数据的文件。 MYI文件存放的是MyISAM存储引擎表的索引相关数据的文件。MyISAM引擎下，表数据和表索引数据是分开存储的。

MyISAM查询：在MyISAM下，主键索引和辅助键索引都属于非聚簇索引。查询不管是走主键索引，还是非主键索引，在叶子结点得到的都是目的数据的地址，还需要通过该地址，才能在数据文件中找到目的数据。

PS：InnoDB支持聚簇索引，MyISAM不支持聚簇索引

4、SQL事务隔离级别

ACID的四个特性

原子性（Atomicity）：把多个 *** 作放到一个事务中，保证这些 *** 作要么都成功，要么都不成功

一致性（Consistency）：理解成一串对数据进行 *** 作的程序执行下来，不会对数据产生不好的影响，比如凭空产生，或消失

隔离性（Isolation，又称独立性）：隔离性的意思就是多个事务之间互相不干扰，即使是并发事务的情况下，他们只是两个并发执行没有交集，互不影响的东西；当然实现中，也不一定需要这么完整隔离性，即不一定需要这么的互不干扰，有时候还是允许有部分干扰的。所以MySQL可以支持4种事务隔离性

持久性（Durability）：当某个 *** 作 *** 作完毕了，那么结果就是这样了，并且这个 *** 作会持久化到日志记录中

PS：ACID中C与CAP定理中C的区别

ACID的C着重强调单数据库事务 *** 作时，要保证数据的完整和正确性，数据不会凭空消失跟增加。CAP 理论中的C指的是对一个数据多个备份的读写一致性

事务 *** 作可能会出现的数据问题

1、脏读(dirty read)：B事务更改数据还未提交，A事务已经看到并且用了。B事务如果回滚，则A事务做错了

2、 不可重复读(non-repeatable read)：不可重复读的重点是修改: 同样的条件, 你读取过的数据, 再次读取出来发现值不一样了，只需要锁住满足条件的记录

3、 幻读(phantom read)：事务A先修改了某个表的所有纪录的状态字段为已处理，未提交；事务B也在此时新增了一条未处理的记录，并提交了；事务A随后查询记录，却发现有一条记录是未处理的造成幻读现象，幻读仅专指新插入的行。幻读会造成语义上的问题跟数据一致性问题。

4、 在可重复读RR隔离级别下，普通查询是快照读，是不会看到别的事务插入的数据的。因此，幻读在当前读下才会出现。要用间隙锁解决此问题。

在说隔离级别之前，你首先要知道，你隔离得越严实，效率就会越低。因此很多时候，我们都要在二者之间寻找一个平衡点。SQL标准的事务隔离级别由低到高如下： 上图从上到下的模式会导致系统的并行性能依次降低，安全性依次提高。

读未提交：别人改数据的事务尚未提交，我在我的事务中也能读到。

读已提交(Oracle默认)：别人改数据的事务已经提交，我在我的事务中才能读到。

可重复读(MySQL默认)：别人改数据的事务已经提交，我在我的事务中也不去读，以此保证重复读一致性。

串行：我的事务尚未提交，别人就别想改数据。

标准跟实现：上面都是关于事务的标准，但是每一种数据库都有不同的实现，比如MySQL InnDB 默认为RR级别，但是不会出现幻读。因为当事务A更新了所有记录的某个字段，此时事务A会获得对这个表的表锁，因为事务A还没有提交，所以事务A获得的锁没有释放，此时事务B在该表插入新记录，会因为无法获得该表的锁，则导致插入 *** 作被阻塞。只有事务A提交了事务后，释放了锁，事务B才能进行接下去的 *** 作。所以可以说 MySQL的RR级别的隔离是已经实现解决了脏读，不可重复读和幻读的。

5、MySQL中的锁

无论是Java的并发编程还是数据库的并发 *** 作都会涉及到锁，研发人员引入了悲观锁跟乐观锁这样一种锁的设计思想。

悲观锁：

优点：适合在写多读少的并发环境中使用，虽然无法维持非常高的性能，但是在乐观锁无法提更好的性能前提下，可以做到数据的安全性

缺点：加锁会增加系统开销，虽然能保证数据的安全，但数据处理吞吐量低，不适合在读书写少的场合下使用

乐观锁：

优点：在读多写少的并发场景下，可以避免数据库加锁的开销，提高DAO层的响应性能，很多情况下ORM工具都有带有乐观锁的实现，所以这些方法不一定需要我们人为的去实现。

缺点：在写多读少的并发场景下，即在写 *** 作竞争激烈的情况下，会导致CAS多次重试，冲突频率过高，导致开销比悲观锁更高。

实现：数据库层面的乐观锁其实跟CAS思想类似， 通数据版本号或者时间戳也可以实现。

数据库并发场景主要有三种：

读-读：不存在任何问题，也不需要并发控制

读-写：有隔离性问题，可能遇到脏读，幻读，不可重复读

写-写：可能存更新丢失问题，比如第一类更新丢失，第二类更新丢失

两类更新丢失问题：

第一类更新丢失：事务A的事务回滚覆盖了事务B已提交的结果 第二类更新丢失：事务A的提交覆盖了事务B已提交的结果

为了合理贯彻落实锁的思想，MySQL中引入了杂七杂八的各种锁：

锁分类

MySQL支持三种层级的锁定，分别为

表级锁定

MySQL中锁定粒度最大的一种锁，最常使用的MYISAM与INNODB都支持表级锁定。

页级锁定

是MySQL中锁定粒度介于行级锁和表级锁中间的一种锁，表级锁速度快，但冲突多，行级冲突少，但速度慢。所以取了折衷的页级，一次锁定相邻的一组记录。

行级锁定

Mysql中锁定粒度最细的一种锁，表示只针对当前 *** 作的行进行加锁。行级锁能大大减少数据库 *** 作的冲突。其加锁粒度最小，但加锁的开销也最大行级锁不一定比表级锁要好：锁的粒度越细，代价越高，相比表级锁在表的头部直接加锁，行级锁还要扫描找到对应的行对其上锁，这样的代价其实是比较高的，所以表锁和行锁各有所长。

MyISAM中的锁

虽然MySQL支持表，页，行三级锁定，但MyISAM存储引擎只支持表锁。所以MyISAM的加锁相对比较开销低，但数据 *** 作的并发性能相对就不高。但如果写 *** 作都是尾插入，那还是可以支持一定程度的读写并发

从MyISAM所支持的锁中也可以看出，MyISAM是一个支持读读并发，但不支持通用读写并发，写写并发的数据库引擎，所以它更适合用于读多写少的应用场合，一般工程中也用的较少。

InnoDB中的锁

该模式下支持的锁实在是太多了，具体如下：

共享锁和排他锁 (Shared and Exclusive Locks)

意向锁（Intention Locks）

记录锁（Record Locks）

间隙锁（Gap Locks）

临键锁 （Next-Key Locks）

插入意向锁（Insert Intention Locks）

主键自增锁 (AUTO-INC Locks)

空间索引断言锁（Predicate Locks for Spatial Indexes）

举个栗子，比如行锁里的共享锁跟排它锁：lock in share modle 共享读锁：

为了确保自己查到的数据没有被其他的事务正在修改，也就是说确保查到的数据是最新的数据，并且不允许其他人来修改数据。但是自己不一定能够修改数据，因为有可能其他的事务也对这些数据使用了 in share mode 的方式上了S 锁。如果不及时的commit 或者rollback 也可能会造成大量的事务等待。

for update排它写锁:

为了让自己查到的数据确保是最新数据，并且查到后的数据只允许自己来修改的时候，需要用到for update。相当于一个 update 语句。在业务繁忙的情况下，如果事务没有及时的commit或者rollback 可能会造成其他事务长时间的等待，从而影响数据库的并发使用效率。

Gap Lock间隙锁：

1、行锁只能锁住行，如果在记录之间的间隙插入数据就无法解决了，因此MySQL引入了间隙锁(Gap Lock)。间隙锁是左右开区间。间隙锁之间不会冲突。

2、间隙锁和行锁合称NextKeyLock，每个NextKeyLock是前开后闭区间。

间隙锁加锁原则(学完忘那种)：

1、加锁的基本单位是 NextKeyLock，是前开后闭区间。

2、查找过程中访问到的对象才会加锁。

3、索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，NextKeyLock退化为行锁。

4、索引上的等值查询，向右遍历时且最后一个值不满足等值条件的时候，NextKeyLock退化为间隙锁。

5、唯一索引上的范围查询会访问到不满足条件的第一个值为止。

由于各种原因，mysql主从架构经常会出现数据不一致的情况出现，大致归结为如下几类

1:备库写数据

2:执行non-deterministic query

3:回滚掺杂事务表和非事务表的事务

4:binlog或者relay log数据损坏

数据不同步给应用带来的危害是致命的，当出现主从数据不一致的情况，常见的应对方法是先把从库下线，然后找个半夜三更的时间把应用停掉，重新执行同步，如果数据库的体积十分庞大，那工作量可想而知，会让人崩溃。本文介绍使用percona-toolkit工具对mysql主从数据库的同步状态进行检查和重新同步。

一：安装percona-toolkit

二：修改mysql 的binlog格式binlog_format参数为row格式

mysql binlog日志有三种格式，分别为Statement, Mixed,以及ROW！

1Statement：

每一条会修改数据的sql都会记录在binlog中。

优点：不需要记录每一行的变化，减少了binlog日志量，节约了IO，提高性能。(相比row能节约多少性能与日志量，这个取决于应用的SQL情况，正常同一条记录修改或者插入row格式所产生的日志量还小于Statement产生的日志量，但是考虑到如果带条件的update *** 作，以及整表删除，alter表等 *** 作，ROW格式会产生大量日志，因此在考虑是否使用ROW格式日志时应该跟据应用的实际情况，其所产生的日志量会增加多少，以及带来的IO性能问题。)

缺点：由于记录的只是执行语句，为了这些语句能在slave上正确运行，因此还必须记录每条语句在执行的时候的一些相关信息，以保证所有语句能在slave得到和在master端执行时候相同 的结果。另外mysql 的复制,像一些特定函数功能，slave可与master上要保持一致会有很多相关问题(如sleep()函数， last_insert_id()，以及user-defined functions(udf)会出现问题)

2Row

不记录sql语句上下文相关信息，仅保存哪条记录被修改。

优点： binlog中可以不记录执行的sql语句的上下文相关的信息，仅需要记录那一条记录被修改成什么了。所以rowlevel的日志内容会非常清楚的记录下每一行数据修改的细节。而且不会出现某些特定情况下的存储过程，或function，以及trigger的调用和触发无法被正确复制的问题

缺点:所有的执行的语句当记录到日志中的时候，都将以每行记录的修改来记录，这样可能会产生大量的日志内容,比如一条update语句，修改多条记录，则binlog中每一条修改都会有记录，这样造成binlog日志量会很大，特别是当执行alter table之类的语句的时候，由于表结构修改，每条记录都发生改变，那么该表每一条记录都会记录到日志中。

3Mixed

是以上两种level的混合使用，一般的语句修改使用statment格式保存binlog，如一些函数，statement无法完成主从复制的 *** 作，则采用row格式保存binlog,MySQL会根据执行的每一条具体的sql语句来区分对待记录的日志形式，也就是在Statement和Row之间选择一种新版本的MySQL中队row level模式也被做了优化，并不是所有的修改都会以row level来记录，像遇到表结构变更的时候就会以statement模式来记录。至于update或者delete等修改数据的语句，还是会记录所有行的变更。

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