- Repeatable Read为默认隔离级别
- 均使用了非锁定的一致性读
一致性的非锁定读（consistent nonlocking read）是指InnoDB存储引擎通过行多版本控制（multi versioning）的方式来读取当前执行时间数据库中行的数据。如果读取的行正在执行DELETE或UPDATE操作，这时读取操作不会因此去等待行上锁的释放。相反地，InnoDB存储引擎会去读取行的一个快照数据。
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Read Commited读最新的历史版本，而Repeatable Read读事务开始时的历史版本。如下图，二者结果不同：
(普通select均时非锁定读，但MVCC使用的快照版本不同)
Read Commited读的结果为1,1,0；Repeatable Read读的结果为1,1,1。
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Repeatable Read使用Next-Key Lock（Record Lock + gap Lock）算法来解决了幻读的问题，因此，已经满足了ACID中隔离性要求，不需要SERIALIZABLE级别。
- 辅助索引查询数据较多时（通常为range，join，超过20%），选选择直接查聚集索引，避免查书签离散读(查主键索引)，所以直接查主键索引；
- 存在联合索引的情况下，在排序读的情况下，直接查联合索引，因为已经排序过了。
举个例子，例如(a,b,c)联合索引，
select * from t where a=1 and b > 2 and c = 3,其中a使用到了联合索引，查出a为1的所有记录，并且这些记录中，b是有序的，那么，b可以再次利用索引，二分法找出大于2的所有记录，这些记录中，c是无序的，因此，c不能使用二分查找了，不能再利用到索引了。
将内存中的脏页刷新到磁盘的机制
主要了两种：
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Sharp checkPoint：全量脏页刷到磁盘，发生在mysql关闭时。
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Fuzzy checkPoint：部分脏页，有以下几种
master线程定时异步
LRU移除时，如果是脏页，先刷回磁盘
脏页太多时
重做日志占满时
X86体系结构中包括了一个特殊的段类型：任务状态段（TSS），用它来存放硬件上下文。TSS反映了CPU上的当前进程的特权级。
- 读取tr寄存器，访问TSS段
- 从TSS段中的esp0、ss0获取进程内核栈的栈顶指针
- 使用ss0和esp0指向的内核栈将当前进程的cs(代码段寄存器,代码段段值),eip(代码段即将被执行的下一条指令的偏移)也就是说cs+eip可确定CPU要执行的下条指令,eflags(程序运行状态),ss(堆栈段的段值),esp(栈顶)信息保存起来，这个过程也完成了由用户栈到内核栈的切换过程。
- 把内核代码选择符写入CS寄存器，内核栈指针写入ESP寄存器，把内核入口点的线性地址写入EIP寄存器。
- 执行完成后，恢复现场（之前压入内核栈中的寄存器值恢复）
首先来看下虚拟地址空间的布局
- 如果申请的空间小，则使用brk，否则使用mmap在内存映射区域分配
- brk系统调用将数据段_edata指针向上推
- 返回_edata指针地址
- 只建立页表而没有真实物理内存的映射，因此页表里的权限是R，发生Page Fault，在Page Fault回调中，linux会去申请一页内存，此时把页表权限设置为R+W。
- 应用程序使用时通过CR3寄存器值，发生缺页异常（参考：https://lrita.github.io/2019/03/07/linux-page-fault/）。
背景：在非连续内存分配的基础上，把一部分内容放到外存 ----> 虚拟存储
虚拟页式存储，页表项中相关的字段有：
- 驻留位：表示该页是否在内存
- 修改位：表示在内存中的该页是否被修改过（如果被修改过，则在置换出该页时，需要将该页写回到外存）
- 访问位：表示该页面是否被访问过（用于页面置换算法）
- 保护位：只读、只写等。
- 锁定位：页面不允许被置换。
缺页：虚拟页式存储中发生的。
CPU找页表中，改页表项的驻留位为0或未找到改页表项，则发出缺页异常，由缺页服务例程处理--->在外存中找到该页（如何找？），并将该页换入内存（如果没有空闲页面，则使用页面置换算法），并修改页表项。
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如何找？
https://blog.csdn.net/m0_37962600/article/details/81448553
do_pg_fault.c --> 最终ireturn，重新执行出错的指令
虚拟页和磁盘扇区的对应关系？swap_entry.c。页面项prevent位表示当前映射关系时 逻辑地址--->页号或者 逻辑地址--->磁盘扇区号。
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页面置换算法
选择被置换的物理页面。分为局部置换算法（选择的置换页面仅限于当前进程占用的页），和全局置换算法。
局部置换：1.最优算法，2.先进先出.3.LRU算法，4.时钟算法，5.最不常用算法
全局置换：1.工作集算法，2.缺页率算法
LRU算法的实现：1.用栈（严格不是栈），每次访问的页面都移动到栈顶。2.双端链表
2.进程
程序在数据集上动态执行的过程。 --->内核维护执行需要的状态 PCB
elh文件头--可执行文件的格式
- 多道程序中，进城推进的顺序不当，需要的资源出现了竞争。导致僵住。
- 互斥性 进程对资源的使用都是互斥的
- 请求和保持 进程在等待资源时，不会放弃已经持有的资源
- 不可抢占 一个进程在执行完成前，其他进程不可抢占改进程占有的资源
- 循环等待 发生死锁时，线程进入死循环，永久阻塞。
资源一次性分配：一次性分配所有资源，不然不分配资源，这样就不会再有请求了：（破坏请求和保持条件） 可剥夺资源：即当某进程获得了部分资源，但得不到其它资源，则释放已占有的资源（破坏不可剥夺条件） 资源有序分配法：系统给每类资源赋予一个编号，每一个进程按编号递增的顺序请求资源，释放则相反（破坏环路等待条件）
- 进程采用fork创建，线程采用clone创建
- 进程fork创建的子进程的逻辑流位置在fork返回的位置，线程clone创建的KSE的逻辑流位置在clone调用传入的方法位置，比如Java的Thread的run方法位置
- 进程拥有独立的虚拟内存地址空间和内核数据结构(页表，打开文件表等)，当子进程修改了虚拟页之后，会通过写时拷贝创建真正的物理页。线程共享进程的虚拟地址空间和内核数据结构，共享同样的物理页
- 多个进程通信只能采用进程间通信的方式，比如信号，管道，而不能直接采用简单的共享内存方式，原因是每个进程维护独立的虚拟内存空间，所以每个进程的变量采用的虚拟地址是不同的。多个线程通信就很简单，直接采用共享内存的方式，因为不同线程共享一个虚拟内存地址空间，变量寻址采用同一个虚拟内存
- 进程上下文切换需要切换页表等重量级资源，线程上下文切换只需要切换寄存器等轻量级数据
- 进程的用户栈独享栈空间，线程的用户栈共享虚拟内存中的栈空间，没有进程高效
- 一个应用程序可以有多个进程，执行多个程序代码，多个线程只能执行一个程序代码，共享进程的代码段
- 进程采用父子结构，线程采用对等结构
流程如下两图，主要涉及到状态的变化
client: 发出syn后变成SYN_Send，收到ack后，变为ESTABLISHED
server：收到syn后变成SYN_RECV，发出syn+ack。收到ack后变成ESTABLISHED
为啥要四次挥手？三次行不行？
因为TCP是一个全双工协议，必须单独拆除每一条信道。4次挥手的目的是终止数据传输，并回收资源，此时两个端点两个方向的序列号已经没有了任何关系，必须等待两方向都没有数据传输时才能拆除虚链路，不像初始化时那么简单，发现SYN标志就初始化一个序列号并确认SYN的序列号。因此必须单独分别在一个方向上终止该方向的数据传输。
如果是三次挥手，会怎么样？三次的话，被动关闭端在收到FIN消息之后，需要同时回复ACK和Server端的FIN消息。如果Server端在该连接上面并没有Pending的消息要处理，那么是可以的，如果Server端还需要等待一段时间才可以关闭另外一个方向的连接，那么这样的三次挥手就不能满足条件。
为什么最后client要Time-Wait要等待2MSL？
- server发送了最后一个fin给client后，server变为last-ack，期待client返回最后一个ack，然后closed，但不幸的是，client发送的ack，server没有收到。则这个时候server会重传fin，要确保client在closed之前没有收到这个重传的fin，所有要等待2msl。也就是client发ack的时间 + server重传的fin时间
- 确保网络中所有报文段失效。
- range查找方便
- 写入一般较多，如使用B+树等查找树，为了维持平衡，需要很多的旋转操作。
Snapshot集合在leveldb里面组织成为一个链表，oldest的节点必然最小的snapshot。对于每一个snapshot配备一个sequence number, 所以很明显oldest的节点的sequence number应该是最小的。每次进行compaction的时候会判断当前最小的sequence number 是多少然后将一些不必要的节点删除。另外在查询key的时候也会结合这个snapshot sequence number结合成为一个复合key进行查询。