MySQL中普通索引和独一索引的区别详解
MySQL中一般索引和独一索引的不同详解
一、查询和更新上的不同
这两类索引在查询能力上是没差异的，主要思考的是对更新机能的影响。倡议尽量选中一般索引。
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1.1 MySQL 的查询操纵
■ 一般索引
查寻到第一个知足前提的记载后，连续向后遍历，直到第一个不知足前提的记载。
■ 独一索引
由于索引定义了独一性，查寻到第一个知足前提的记载后，直接休止连续检索。
一般索引会多检索一次，几乎没有影响。由于 InnoDB 的数据是依照数据页为单位停止读写的，需要读取数据时，并不是直接从磁盘读取记载，而是先把数据页读到内存，再去数据页中检索。
一个数据页默许 16 KB，关于整型字段，一个数据页可以放近千个 key，除非要读取的数据在数据页的最后一笔记录，就需要再读一个数据页，这种状况很少，对CPU的耗损根本可以忽略了。
因此说，在查询数据方面，一般索引和独一索引没差异。
1.2 MySQL 的更新操纵
更新操纵并不是直接对磁盘中的数据停止更新，是先把数据页从磁盘读入内存，再更新数据页。
■ 一般索引
将数据页从磁盘读入内存，更新数据页。
■ 独一索引
将数据页从磁盘读入内存，推断可否独一，再更新数据页。
由于 MySQL 中有个 change buffer 的机制，会致使一般索引和独一索引在更新上有必然的不同。
change buffer的作用是为了落低IO 操纵，幸免系统负载过高。change buffer将数据写入数据页的历程，叫做merge。
假如需要更新的数据页在内存中时，会直接更新数据页；假如数据不在内存中，会先将更新操纵记入change buffer，当下一次读取数据页时，顺带merge到数据页中，change buffer也有按期merge战略。数据库正常关闭的历程中，也会触发merge。
关于独一索引，更新前需要推断数据可否独一（不克不及和表中数据反复），假如数据页在内存中，就可以直接推断并且更新，假如不在内存中，就需要去磁盘中读出来，推断一下可否独一，是的话就更新。change buffer是用不到的。即便数据页不在内存中，还是要读出来。
change buffer 用的是 buffer pool 里的内存，因此不克不及无穷增大。change buffer 的大小，可以通过参数 innodb_change_buffer_max_size 来动态设定。这个参数设定为 50 的时候，表示 change buffer 的大小最多只能占用 buffer pool 的 50%。
结论：独一索援用不了change buffer，只要一般索引可以用。
二、change buffer 和 redo log的不同
2.1 change buffer 的适用处景
change buffer 的作用是落低更新操纵的频率，缓存更新操纵。这样会有一个缺陷，就是更新不及时，关于读操纵比力频繁的表，不倡议使用 change buffer。
由于更新操纵刚记载进change buffer中，就读取了该表，数据页被读到了内存中，数据立刻就merge到数据页中了。这样不仅不会落低机能耗损，反而会增添保护change buffer的成本。
适用于写多读少的表。
2.2 change buffer 和 redo log 不同
我们举一个例子用来懂得 redo log 和 change buffer。我们施行以下 SQL 语句：
mysql> insert into t(id,k) values(id1,k1),(id2,k2);
假设，(id1,k1) 在数据页 Page 1 中，(id2,k2) 在数据页 Page 2 中。并且 Page 1 在内存中，Page 2 不在内存中。
施行历程如下：
直接向 Page 1 中写入 (id1,k1)；
在change buffer 中记下"向 Page 2 中写入(id2,k2)"这条信息；
将以上两个动作记入redo log。
做完上面这些，事务就可以完成了。施行这条更新语句的成本很低，就是写了两处内存，然后写了一处磁盘（两次操纵合在一起写了一次磁盘），并且还是次序写的。
这条更新语句，触及了四个部分：内存、redo log（ib_log_fileX）、 数据表空间（t.ibd）、系统表空间（ibdata1）。
假如要读数据的话，历程是怎样的？
mysql> select * from t where k in (k1, k2);
假设读操纵在更新后不久，此时内存中还有 Page 1，没有 Page 2，那么读操纵就和 redo log 乃至 ibdata1 无关了。
从内存中猎取到 Page 1 上的最新数据 (id1,k1)；
将数据页 Page 2 读入内存，施行merge 操纵，此时内存中的 Page 2 也有最新数据(id2,k2)；
需要留意的是：
redo log中的数据，大概还没有 flush 到磁盘，磁盘中的 Page 1 和 Page 2 中并没有最新数据，但我们仍然可以拿到最新数据（内存中的 Page 1 就是最新的，Page 2 虽然不是最新的，但是从磁盘读到内存中后，施行了merge操纵，内存中的 Page 2 就是最新的了。）
假如此时 MySQL 非常宕机了，比方效劳器非常掉电，change buffer 中的数据会不会丢？
change buffer 中的数据分为两部分，一部分是已经merge到ibdata1中的数据，这部分数据已经耐久化，不会丧失。另一部分数据，还在 change buffer 中，没有merge 到ibdata1，分 3 种状况：
（1）change buffer 写入数据到内存，redo log 也已经写入（ib-log-filex），但是未 commit，binlog中也没有fsync到磁盘，这部分数据会丧失；
（2）change buffer 写入数据到内存，redo log 也已经写入（ib-log-filex），但是未 commit，binlog 已写入到磁盘，这部分不会多丧失，非常重新启动后会先从 binlog 复原 redo log，再从 redo log 复原 change buffer；
（3）change buffer 写入数据到内存，redo log 和 binlog 都已经fsync，直接从redo log 复原，不会丧失。
redo log 主要节约的是随机写磁盘的 IO 耗损（转成次序写），而 change buffer 主要节约的则是随机读磁盘的 IO 耗损
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