count(*)实现原理+两阶段提交总结
count(*)实现原理
- 不同引擎的实现:
- MyISAM引擎把表的总行数存在了磁盘上,执行COUNT(*)就会直接返回,效率很高;
- InnoDB在count(*)时,需要把数据一行一行的从引擎里面取出来然后累计记数。
- 注意如果有where过滤条件MYISAM速度就不是很快了。
为什么Innodb不和MYISAM一样?
根本原因:即使在同一时刻的多个查询,由于MVCC的原因,Innodb对于应该返回多少行也是不确定的,比如以下场景例子(设计了三个用户并行会话):
- 会话A先启动事物并查询一次表的总行数;
- 会话B启动事物,插入一行记录后,查询表的总行数
- 会话C启动一个单独语句,插入一行记录后,查询表的总行数。
假设从上到下是按时间顺序执行的,同一行语句,在同一时刻执行,拿到的数据却是不一样的。
解决方法:
虽然会话B的读操作仍然是在T3执行的,但是因为这时候更新事务还没有提交,所以计数值加1这个操作对会话B还不可见。
count(*),count(主键),count(1),count(字段)区别
- count(id) :Innodb会遍历整张表,把每一行的id都取出来,返回给server,server层拿到id后,判断是不可能为空的,按行累加。
- count(1):innodb遍历整张表,但不取值,server层对于返回的每一行,放一个数字1进去,判断是不肯能为空的,按行累加。
- count(字段):
- 如果这个字段定义为not null的话,一行行从记录里读出这个字段,判断不能为null,按行累加
- 如果允许为null的话,执行的时候,判断到有可能是null,还要把值取出来判断以下,不是null才累加。
- count():并不会把全部字段取出来,而是专门做了优化,不取值。count(*)肯定不
是null,按行累加。
所以结论是:按照效率排序的话,count(字段)<count(主键id)<count(1)≈count(‘*’),所以我建议你,尽量使用count(*)。
两阶段提交MYSQL异常重启会出现什么现象
如果在图中时刻A的地方,也就是写入redo log 处于prepare阶段之后、写binlog之前,发生了崩
溃(crash),由于此时binlog还没写,redo log也还没提交,所以崩溃恢复的时候,这个事务会
回滚。这时候,binlog还没写,所以也不会传到备库。
主要集中在时刻B,也就是binlog写完,redo log还没commit前发生 crash,那崩溃恢复的时候MySQL会怎么处理?
- 崩溃恢复时的判断规则
- 如果redo log里面十五是完整的,也就是已经有了commit表示,则直接提交
- 如果redo log里面的十五只有完整的prepare,则判断对应事物的binlog是否完整,是则提交,否则回滚
- 所以在B时刻崩溃食物会被提交。
- 崩溃恢复时的判断规则
MySQL是怎么知道binlog完整的?
- 一个事务的binlog是有完整格式的:statement格式的binlog,最后会有COMMIT;row格式的binlog,最后会有一个XID event。
- redo log和binlog是怎么关联起来的
- 它们有一个共同的数据字段,叫XID。崩溃恢复的时候,会按顺序扫描redo log:
- 如果碰到既有prepare、又有commit的redo log,就直接提交;
- 如果碰到只有parepare、而没有commit的redo log,就拿着XID去binlog找对应的事务。
为甚么要两阶段提交
对于InnoDB引擎来说,如果redo log提交完成了,事务就不能回滚(如果这还允许回滚,就可能 覆盖掉别的事务的更新)。而如果redo log直接提交,然后binlog写入的时候失败,InnoDB又回 滚不了,数据和binlog日志又不一致了。
两阶段提交就是为了给所有人一个机会,当每个人都说“我ok”的时候,再一起提交。
- 正常运行中的实例,数据写入后的最终落盘,是从redo log更新过来的还是从 buffffer pool更新过来的呢?
- redo log并没有记录数据页的完整数据,所以它并没有能力自己去更新磁盘数据页,也就不存在“数据最终落盘,是由redo log更新过去”的情况。
- 如果是正常运行的实例的话,数据页被修改以后,跟磁盘的数据页不一致,称为脏页。最终 数据落盘,就是把内存中的数据页写盘。这个过程,甚至与redo log毫无关系。
- 在崩溃恢复场景中,InnoDB如果判断到一个数据页可能在崩溃恢复的时候丢失了更新,就会将它读到内存,然后让redo log更新内存内容。更新完成后,内存页变成脏页,就回到了第 一种情况的状态。
- redo log并没有记录数据页的完整数据,所以它并没有能力自己去更新磁盘数据页,也就不存在“数据最终落盘,是由redo log更新过去”的情况。
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