20 | 幻读是什么，幻读有什么问题？
InnoDB 的默认事务隔离级别是可重复读--rr
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- 快照读(snapshot read)
单纯的select操作，不包括上述 select ... lock in share mode, select ... for update。
Read Committed隔离级别：每次select都生成一个快照读。
Read Repeatable隔离级别：开启事务后第一个select语句才是快照读的地方，而不是一开启事务就快照读。
快照读的实现方式：undolog和多版本并发控制MVCC
- 快照读(snapshot read)
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2.当前读(current read)
当前读, 读取的是最新版本, 并且对读取的记录加锁, 阻塞其他事务同时改动相同记录，避免出现安全问题。
select ... lock in share mode
select ... for update
insert，update，delete
在RR级别下，当前读的实现方式：next-key锁(行记录锁+Gap间隙锁)
幻读是什么？
这里，我需要对“幻读”做一个说明：
* 1.在可重复读隔离级别下，普通的查询是快照读，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。
* 2.上面 session B 的修改结果，被 session A 之后的 select 语句用“当前读”看到，不能称为幻读。幻读仅专指“新插入的行”。
如何解决幻读？
现在你知道了，产生幻读的原因是，行锁只能锁住行，但是新插入记录这个动作，要更新的是记录之间的“间隙”。因此，为了解决幻读问题，InnoDB 只好引入新的锁，也就是间隙锁 (Gap Lock)。
顾名思义，间隙锁，锁的就是两个值之间的空隙。比如文章开头的表 t，初始化插入了 6 个记录，这就产生了 7 个间隙。这样就确保了无法再插入新的记录。
- 间隙锁和行锁合称 next-key lock，每个 next-key lock 是前开后闭区间。*
也就是说，我们的表 t 初始化以后，如果用 select * from t for update 要把整个表所有记录锁起来，就形成了 7 个 next-key lock，分别是 (-∞,0]、(0,5]、(5,10]、(10,15]、(15,20]、(20, 25]、(25, +supremum]。
间隙锁和 next-key lock 的引入，帮我们解决了幻读的问题，但同时也带来了一些“困扰”。
如果我们的项目中需要解决幻读的话也有两个办法：
1.使用串行化读的隔离级别
2.mysql的innodb引擎--间隙锁和 next-key lock 解决了幻读的问题
21 | 为什么我只改一行的语句，锁这么多？
我总结的加锁规则里面，包含了两个“原则”、两个“优化”和一个“bug”。
原则 1：加锁的基本单位是 next-key lock。希望你还记得，next-key lock 是前开后闭区间。
原则 2：查找过程中访问到的对象才会加锁。
优化 1：索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，next-key lock 退化为行锁。
优化 2：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，next-key lock 退化为间隙锁。
一个 bug：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。
22 | MySQL有哪些“饮鸩止渴”提高性能的方法？
第一种方法：先处理掉那些占着连接但是不工作的线程。
max_connections 的计算，不是看谁在 running，是只要连着就占用一个计数位置。对于那些不需要保持的连接，我们可以通过 kill connection 主动踢掉。这个行为跟事先设置 wait_timeout 的效果是一样的。设置 wait_timeout 参数表示的是，一个线程空闲 wait_timeout 这么多秒之后，就会被 MySQL 直接断开连接。
第二种方法：减少连接过程的消耗。
慢查询性能问题
在 MySQL 中，会引发性能问题的慢查询，大体有以下三种可能：
索引没有设计好；
SQL 语句没写好；
MySQL 选错了索引。
23 | MySQL是怎么保证数据不丢的？
binlog 的写入机制
其实，binlog 的写入逻辑比较简单：事务执行过程中，先把日志写到 binlog cache，事务提交的时候，再把 binlog cache 写到 binlog 文件中。
一个事务的 binlog 是不能被拆开的，因此不论这个事务多大，也要确保一次性写入。这就涉及到了 binlog cache 的保存问题。
系统给 binlog cache 分配了一片内存，每个线程一个，参数 binlog_cache_size 用于控制单个线程内 binlog cache 所占内存的大小。如果超过了这个参数规定的大小，就要暂存到磁盘。
redo log 的写入机制
这三种状态分别是：
1.存在 redo log buffer 中，物理上是在 MySQL 进程内存中，就是图中的红色部分；
2.写到磁盘 (write)，但是没有持久化（fsync)，物理上是在文件系统的 page cache 里面，也就是图中的黄色部分；
3.持久化到磁盘，对应的是 hard disk，也就是图中的绿色部分。
日志写到 redo log buffer 是很快的，wirte 到 page cache 也差不多，但是持久化到磁盘的速度就慢多了。
24 | MySQL是怎么保证主备一致的？
图 2 中，包含了我在上一篇文章中讲到的 binlog 和 redo log 的写入机制相关的内容，可以看到：主库接收到客户端的更新请求后，执行内部事务的更新逻辑，同时写 binlog。
备库 B 跟主库 A 之间维持了一个长连接。主库 A 内部有一个线程，专门用于服务备库 B 的这个长连接。一个事务日志同步的完整过程是这样的：
1.在备库 B 上通过 change master 命令，设置主库 A 的 IP、端口、用户名、密码，以及要从哪个位置开始请求 binlog，这个位置包含文件名和日志偏移量。
2.在备库 B 上执行 start slave 命令，这时候备库会启动两个线程，就是图中的 io_thread 和 sql_thread。其中 io_thread 负责与主库建立连接。
3.主库 A 校验完用户名、密码后，开始按照备库 B 传过来的位置，从本地读取 binlog，发给 B。
4.备库 B 拿到 binlog 后，写到本地文件，称为中转日志（relay log）。
5.sql_thread 读取中转日志，解析出日志里的命令，并执行。
binlog 的三种格式对比
一种是 statement，一种是 row ,第三种格式，叫作 mixed
25 | MySQL是怎么保证高可用的？
正常情况下，只要主库执行更新生成的所有 binlog，都可以传到备库并被正确地执行，备库就能达到跟主库一致的状态，这就是最终一致性。
主备延迟
在介绍主动切换流程的详细步骤之前，我要先跟你说明一个概念，即“同步延迟”。与数据同步有关的时间点主要包括以下三个：
1.主库 A 执行完成一个事务，写入 binlog，我们把这个时刻记为 T1;
2.之后传给备库 B，我们把备库 B 接收完这个 binlog 的时刻记为 T2;
3.备库 B 执行完成这个事务，我们把这个时刻记为 T3。
所谓主备延迟，就是同一个事务，在备库执行完成的时间和主库执行完成的时间之间的差值，也就是 T3-T1。
主备延迟的来源
首先，有些部署条件下，备库所在机器的性能要比主库所在的机器性能差。
第二种常见的可能了，即备库的压力大
这就是第三种可能了，即大事务。
不要一次性地用 delete 语句删除太多数据。其实，这就是一个典型的大事务场景。