Navicat （连接mysql数据库）的基本使用
Navicat 基本使用
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前言
我们的MySQL数据库已经在linux系统中成功安装运行了，但如果要在windows系统上管理数据库，那么我们还需要学习navicat 这个管理数据库的工具。
一、navicat-15的下载安装
navicat premium-15官方下载
https://www.navicat.com.cn/download/navicat-premium
选择合适的版本进行下载
详细的下载、安装可以参考以下文章
二、navicat连接数据库
1、登录
2、连接数据库失败情况
这里可能会出现登录失败的情况，如果你是学习阶段，开的虚拟机和navicat跑在一台机器上，排除数据库没有开启成功、主机防火墙未设置策略或未关闭（错误码1130）等问题，可能存在的问题是windows主机没有开启telnet功能，需要做如下设置
create user 'wxg'@'localhost' identified by password '名文'; 用名文创建数据库新用户
select user from mysql.user\G 查看数据库用户
3、登录数据库需要授权
没有对数据库用户授权登录时会报错
对用户进行一个网段进行授权
grant all privileges on *.* to 'wxg'@'192.168.100.%' identified by '123456';
#将所有数据库的所有表(*.*)的所有权限(all privileges)，授予通过 一个网段 ip(%)访问的用户，密码为123456，如果要限制所有机器可以访问，将网段换成相应的%即可
这样就可以成功登录
flush privileges; 刷新权限
#当然，给root用户设置任何host都可以登录明显是不安全的
三、navicat的基础操作 ☆
1、数据库的基本操作
通过右键点击，我们可以创建、编辑、删除......数据库更改数据库和表的属性
和数据库表内容信息一样
2、对表进行操作
右键test库下的“表”，选择新建数据表，或右击一个已存在的表点击“设计表”，进入一个编辑表的窗口。在这里对表进行表结构的展示和编辑，可以插入字段并定义字段类型和长度，设置主键、设置默认值，是否为“null”等，相当于describe和alter操作。
在这个界面创建外键，我们先清空表内容（最好创建表的时候设置，否则会报错），所关联的主表的主键和foreign key需要在类型、长度上保持一致，同时外键不可以设置自增、无符号、填充零
3、sql 语句管理数据库
在navicat中，也可以点击新建查询，在命令行中输入SQL语句的方式管理数据库中的数据，并可以使用Tab键对命令进行补全
4、用户管理
点击用户进入用户的管理界面，在这里可以直观的看到当前数据库（非单个库）的所有用户，也可以对他们进行更改密码，新建、删除 ，权限设置，以及可登录的主机设置（文章开头的设置）。 
5、 视图的创建
创建一个表
6、表的导入与导出
导出 全部记录
选择格式
开始导出
在保存的excel表打开查看
7、数据库的备份
选择备份
新建备份
开始备份
8、还原备份
四、MySQL数据库的事务
1、事务特性
日志文件（redo log 和 undo log）
锁技术
MVCC
事务ACID特性：
原子性：Atomicity当前事务的操作要么同时成功，要么同时失败。由undo log来保证
一致性：Consistency使用事务的最终目的，事务完成前、后，数据必须处于一致状态，由业务代码正确逻辑保证
隔离性：Isolation在事务并发执行时，他们内部的操作不能相互干扰
持久性：Durability一旦提交了事务，它对数据库的改变就应该是永久的。由redo log日志来保证
redo 日志
前面还提到了持久性是靠redo log来保证的，那么redo log是什么，为什么可以保证mysql里的数据不丢失的呢该日志文件由两部分组成：重做日志缓冲（redo log buffer）以及重做日志文件（redo log）,前者是在内存中，后者在磁盘中。
redo是innodb引擎特有的，记录了事务里对数据的修改，由于只记录了修改，大大减小的IO频率。一个事务会包含许多SQL，而一条SQL修改语句，会产生很多组redo，而这一组（学名：Mini-Transaction）才是写入的最小单元。mysql 为了提升性能不会把每次的修改都实时同步到磁盘，而是会先存到Boffer Pool(缓冲池)里头，把这个当作缓存来用。然后使用后台线程去做缓冲池和磁盘之间的同步。那么问题来了，如果还没来的及同步的时候宕机或断电了怎么办？这样会导致丢部分已提交事务的修改信息！所以就引入了redo log来记录已成功提交事务的修改信息，并且会把redo log持久化到磁盘，系统重启之后再读取redo log恢复最新数据。
2、测试提交事务
InnoDB四种隔离级别：read uncommit（有脏读问题）、read commit（有不可重复读问题）、repeatable read（有幻读问题）、serializable（解决前三种问题，但效率过低）丢失更新
read uncommit（有脏读问题）
两个事务同时对同一个数据进行只读不提交操作，一个进行修改，一个来进行读取数据。
read committed（oracle默认隔离级别）
SELECT * FROM `class1`
begin;
UPDATE class1 set name='国人' where age=24;
SELECT * from class1;
commit; 提交事务
3、测试回滚事务
回滚操作
4、多个回滚点测试
五、MVCC
MVCC（Multi-Version Concurrency Control）即多版本并发控制。是一种并发控制的方法，一般在数据库管理系统中，实现对数据库的并发访问，在编程语言中实现事务内存。
在 MySQL InnoDB 中主要是为了提高数据库并发性能，用更好的方式去处理读-写冲突，做到即使有读写冲突时，也能做到不加锁，非阻塞并发读
1、什么是当前读和快照读？
（1）、当前读（悲观锁的具体实现）
（select。。。lock in mode）共享锁和（select。。。for update/insert/delete）排他锁这些操作都属于当前读，他们读取的都是记录的最新版本，并且读取时还需要保证其他事务不能修改其正在读取的当前记录。
（2）、快照读（MVCC非阻塞的具体实现）
像不加锁的 select 操作就是快照读，即不加锁的非阻塞读；快照读的前提是隔离级别不是串行级别，串行级别下的快照读会退化成当前读；之所以出现快照读的情况，是基于提高并发性能的考虑，快照读的实现是基于MVCC ,可以认为 MVCC 是行锁的一个变种，但它在很多情况下，避免了加锁操作，降低了开销；既然是基于多版本，即快照读可能读到的并不一定是数据的最新版本，而有可能是之前的历史版本
2、MVCC的原理
从navicat事务的隔离级别可以发现，数据库有三种并发的场景：（读while读）（读while写）（写while写），当然，（读while读）没有什么问题，但后两者存在着冲突
隐式字段
每行记录除了我们自定义的字段外，还有数据库隐式定义的 DB_TRX_ID；DB_ROLL_PTR等字段
DB_TRX_ID
6 byte，最近修改事务 ID：记录最后一次修改该记录的事务 ID
DB_ROLL_PTR
7 byte，回滚指针，指向这条记录的上一个版本的位置（存储于 rollback segment 里）
DB_ROW_ID
6 byte，隐含的自增 ID（隐藏主键），如果数据表没有主键，InnoDB 会自动以DB_ROW_ID产生一个聚簇索引
还有一个删除 flag 隐藏字段, 既记录被更新或删除并不代表真的删除，而是删除 flag 变了
undo日志
insert undo log（事务在 insert 新记录时产生）只在rollback时需要，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）提交后直到没有事务涉及后，由purge线程统一清除
*purge：更新或者删除操作都只是设置一下老记录的 deleted_bit ，并不真正将过时的记录删除。为了节省磁盘空间，InnoDB 有专门的 purge 线程来清理 deleted_bit 为 true 的记录。为了不影响 MVCC 的正常工作，purge 线程自己也维护了一个read view（这个 read view 相当于系统中最老活跃事务的 read view ）;如果某个记录的 deleted_bit 为 true ，并且 DB_TRX_ID 相对于 purge 线程的 read view 可见，那么这条记录是可以被安全清除的。
不同事务或者相同事务的对同一记录的修改，会导致该记录的undo log成为一条记录版本线性表，既链表，undo log 的链首就是最新的旧记录，链尾就是最早的旧记录
两者中，insert undo log 实际上就是rollback segment中的旧纪录链，上文中navicat上我们进行的read uncommitted级别的事务在对数据进行修改时，数据库先为该行加锁（排它锁），把修改之前的该行数据拷贝到undo log中作为旧纪录，此时被修改的记录的DB_TRX_ID就会变为做此修改的事务的ID，我们默认从1开始，之后递增，而DB_ROLL_PTR则指向undo log中的副本数据（SQL语句：delete。。。），事务提交后，释放锁。
而update undo log的实现原理是，当进行数据修改的操作时，会有一个叫做COW（copy on write）的机制，/*吐槽：奶牛机制。。。*/还是字面意思，复制写，它的存在是为了解决一个读写并发的问题，为了让读写可以互不干扰，例如在进行update操作时，会先把要操作的行复制出一份，在复制出的行上进行数据修改，复制出的这行数据的事务id会发生更改，而回滚指针则指向了update undo log（被复制的数据），也就是进行update操作的原数据，解决了读写并发的问题同时带来了数据读取的延后性问题
Read View
三个主要属性：
trx_list （随便取的名字） 开启read view时当前活跃的（未提交）事务id集合
up_limit_id 开启read view时最小的事务id
low_limit_id 开启read view后，应该分配给下一个事务的id值，也即当前最大事务id+1
事务执行的快照读的那一刻，会生成数据库系统当前的一个快照，记录并维护系统当前活跃事务的 ID (当每个事务开启时，都会被分配一个 ID , 这个 ID 是递增的，所以最新的事务，ID 值越大，反之越小)；主要是用来做可见性判断的, 即当我们某个事务执行快照读的时候，对该记录创建一个 Read View 读视图，通过一定条件判断当前事务能够看到哪个版本的数据，既可能是当前最新的数据，也有可能是该行记录的undo log里面的某个版本的数据
read view遵循一个可见性算法来进行判断，将要被修改的数据的最新记录中的 DB_TRX_ID（当前事务 ID ）取出来，与系统当前其他活跃事务的 ID 去对比（由 Read View 维护），如果事务id 跟 Read View 的属性做了某些比较，不符合可见性，那就通过 DB_ROLL_PTR 回滚指针去取出 Undo Log 中的 DB_TRX_ID 再比较，即遍历链表的 DB_TRX_ID（从链首到链尾，即从最近的一次修改查起），直到找到满足特定条件的 DB_TRX_ID , 那么这个 DB_TRX_ID 所在的旧记录就是当前事务可见的最新老版本。
基于RR隔离级别：RW一旦创建则不可变，可以理解为一个快照，即使其中某个事务提交了（RW开启后），也不会影响当前RTX_list中的事务ID
DB_TRX_ID < up_limit_id , 当前行事务id比活跃的最小事务id还小时，当前事务对该记录的修改已经提交，因为当前事务id比活跃的最小事务id还小，不在活跃的事务之中，也就意味着该事务已经提交或回滚。也就是在生成Read View之前，事务已经提交，则这个数据是可读的；
DB_TRX_ID > low_limit_id , 修改该行的事务id大于了Read View里系统待分配的下一个事务id，说明修改该行的事务是生成该Read View之后出现的事务，这时，应该是不可见的，一个事务不可以看到未提交事务所作的数据修改（脏读）。
DB_TRX_ID 在 up_limit_id 和 low_limit_id 的范围内，分为两种情况：
（1）包含在 trx_list 中表示在开启这个read view时，该事务还是活跃的（未提交），应该不可见，否则就是脏读
（2）不包含在 trx_list 中表示在开启这个read view时，该事务已经提交了，所以可见
基于RC隔离级别：与RR相比，RC的特点是不可重复读，也就是每一次读取的都是当前最新的数据，那么RC每一次进行读取的时候会开启一个新的RW，这样就可以保证，在每次读取数据的时候，TRX_list里都是当前最新的活跃事务
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