查询过程
查询语句select * from T where k = 5;在索引树上查找的过程。（表T中id为主键列，字段k上有索引）。
先是通过B+树从树根开始，按层搜索到叶子节点-数据页，然后数据页内部通过二分法来定位记录。
- 对于普通索引来说，查找到满足条件的第一个记录后，需要查找下一个记录，直到碰到第一个不满足k=5条件的记录。
- 对于唯一索引来说，由于索引定义了唯一性，查找到第一个满足条件的记录后，就会停止继续检索。
InnoDB的数据是按数据页为单位来读写的。当需要读一条记录的时候，并不是将这个记录本身从磁盘读出来，而是以页为单位，将其整体读入内存。在InnoDB中，每个数据页的大小默认是16KB。
因为引擎是按页读写的，所以当找到k=5的记录的时候，它所在的数据页就都在内存里了。对于普通索引来说，要多做的那一次“查找和判断下一条记录”的操作，就只需要一次指针寻找和一次计算。（如果k=5这个记录刚好是这个数据页的最后一个记录，那么要取下一个记录，必须读取下一个数据页，这个操作会稍微复杂一些。）
整体来说，普通索引和唯一索引的查询性能差距微乎其微。
更新过程
change buffer定义
change buffer的主要目的是将对二级索引的数据操作缓存下来（二级索引数据页存储索引和主键信息），以此减少二级索引的随机IO，达到操作合并的效果。
当需要更新一个数据页时：
- 如果数据页在内存中就直接更新；
- 如果这个数据页还没有在内存中的话，在不影响数据一致性的前提下，InnoDB会将这些更新操作缓存在change buffer中(同时记录新增一条change buffer的redo log)，这样就不需要从磁盘中读入这个数据页了，此时内存中没有这个物理页，不存在脏页。在下次查询需要访问这个数据页的时候，将数据页读入内存，然后执行change buffer中与这个页有关的操作（merge，只有merge才会触发更新数据，同时记录数据变更的redo log和change buffer变更的redo log）。通过这种方法就能保证这个数据逻辑的正确性。
数据页没在内存，才能用上change buffer。
将change buffer中的操作应用到原数据页，得到最新结果的过程称为merge。(只有merge操作才会更新数据，其余change buffer、redo log只是记录操作)
- 访问数据页出发merge；
- 系统后台线程定期merge；
- 数据库正常关闭（shutdown）的过程中执行merge操作。
merge的执行流程：
- 从磁盘读入数据页到内存（老版本的数据页）；
- 从change buffer里找到这个数据页的change buffer记录（可能有多个），依次应用，得到新版数据页；
- 写redo log。这个redo log包含了数据的变更和change buffer的变更。
merge过程结束。此时数据页（数据表空间）和内存中change buffer对应的磁盘位置（系统表空间）都还没有修改，属于脏页，之后各自刷回自己的物理数据，属于另外一个过程。
change buffer是可以持久化的数据。change buffer在内存中有拷贝，也会被写入到磁盘。
change buffer的写盘策略跟数据一样（WAL记日志），内存放不下会触发落盘，还有checkpoint推进的时候也是可能会触发。
如果能够将更新操作先记录在change buffer，减少读磁盘，语句的执行速度会得到明显的提升。而且数据读入内存是需要占用buffer pool的，所以这种方式还能够避免占用内存，提高内存利用率。（change buffer只是记录了更新过程，占用的内存比数据页读入内存的占用要小的多）
change buffer使用条件
- 唯一索引，所有的更新操作都要先判断这个操作是否违反唯一性约束。插入记录时，要先判断现在表中是否已经存在索引对应的记录，而这必须要将数据页读入内存才能判断。如果都已经读入到内存了，那直接更新内存会更快，就没必要使用change buffer了。唯一索引的更新不能使用change buffer。
- 只有普通索引可以使用change buffer。
innodb_change_buffer_max_size参数设置change buffer占用内存的大小，change buffer用的是buffer pool里的内存。
change buffer插入流程
- 这个记录要更新的目标页在内存中：
- 唯一索引，找到内存中相应位置，判断没有冲突，插入这个值，语句执行结束；
- 普通索引，找到内存中相应位置，插入这个值，语句执行结束。
- 这个记录要更新的目标页不在内存中：
- 唯一索引，需要将数据页读入内存，判断到没有冲突，插入这个值，语句执行结束；
- 普通索引，将更新记录在change buffer，语句执行结束。
针对同一行记录的多次更改，对应多条change buffer记录，并不是在已有记录上更改。
将数据从磁盘读入内存涉及随机IO的访问，是数据库里面成本最高的操作之一。change buffer因为减少了随机磁盘访问，所以对更新性能的提升很明显。
对于唯一索引，大量更新数据（插入）的操作，引起大量磁盘IO操作，容易使整个系统处于阻塞状态，更新语句全部堵住。
change buffer使用场景
并不是普通索引的所有场景，使用change buffer都可以起到加速作用。
merge的时候是真正进行数据更新的时刻，而change buffer的主要目的就是将记录的变更动作缓存下来，所以在一个数据页做merge之前，change buffer记录的变更越多，这个页面上要更新的次数越多，收益就越大。
对于写多读少的业务，页面在写完以后马上被访问到的概率比较小，此时change buffer的使用效果最好。（账单类、日志类系统）。
假设一个业务的更新模式是写入之后马上做查询，那么及时满足了条件，将更新先记录在change buffer，但之后由于马上要访问这个数据页，会立即出发merge过程。这样随机访问IO的次数不会减少，反而增加了change buffer的维护代价。反而起到了副作用。
索引选择
普通索引和唯一索引，在查询能力上没差别，主要考虑的是对更新性能的影响。尽量选择普通索引（业务代码保证不会写入重复数据）。
如果所有的更新后面，都马上伴随着对这个记录的查询，那么应该关闭change buffer。而在其他情况下，change buffer都能提升更新性能。
普通索引和change buffer的配合使用，对于数据量大的表的更新优化很明显。（归档库）
change buffer和redo log
WAL(write-ahead logging)预写日志系统，提升性能的核心机制，是尽量减少随机读写。
redo log主要节省的是随机写磁盘的IO消耗(顺序写磁盘)，而change buffer主要节省的则是随机读磁盘的IO消耗。
change buffer记录索引页的变化，此时内存中是没有对应数据的物理页的；redo log记录内存中数据页的变更（产生脏页），也记录change buffer的变化（只有change buffer的merge操作才会更新数据）。（参考下面的图）
redo log有几十种类型。redo记录页的变化（WAL将页变化的乱序写转换成顺序写）。页分很多种，B+树索引页、undo页、change buffer页等，这些页被redo记录后就不着急刷盘。所以change buffer也用了WAL机制。
crash safe:
虽然只更新内存，但是在事务提交的时候，把change buffer的操作也记录到redo log里了，所以崩溃恢复的时候，change buffer也能找回来。
- change buffer更新完成并且相应事务提交的情况下，首先要保证redo log落盘（二阶段提交），若此时掉电重启，则可以根据redo进行恢复。
- 若change buffer更新完成但是相应事务未提交的情况下，redo有可能落盘了(redo的组提交)，也有可能未落盘。
- redo落盘，读取redo发现没有commit标志（还会进行lsn(log sequence number日志序列号)，和binlog对比），则回滚。
- redo未落盘，则不会出现前滚和回滚的情况，数据依旧一致。
服务器掉电重启对change buffer的影响。
- 如果掉电，持久化的change buffer数据已经merge，不用恢复。
- 未持久化的change buffer：
- change buffer写入，redo log写入但未commit，binlog未同步到磁盘，数据丢失。
- change buffer写入，redo log写入但未commit，binlog已经同步到磁盘，先从binlog恢复redo log，再从redo log恢复change buffer。
- change buffer写入，redo log和binlog都已经同步，那么直接从redo log里恢复。
change buffer写过程
insert into t(id,k) values(id1,k1),(id2,k2);
当前索引树的状态，查找到位置后，k1所在的数据页在内存中（InnoDB buffer pool），k2所在的数据页不在内存中。
插入语句涉及四个部分：
内存、redo log(ib_log_fileX)、数据表空间(t.tid)、系统表空间(ibdata1)。
- Page1在内存中，直接更新内存；
- Page2没有在内存中，就在内存的change buffer区域，记录下“往Page2插入一行”这个信息；
- 将上述两个动作记入redo log中(3,4)。
做完上述操作，事务完成。执行这条语句的成本很低，写了两处内存，写了一处磁盘(两次操作合在一起写了一次磁盘)，而且是顺序写磁盘redolog。两个虚线箭头，系统表和数据表时后台操作，不影响更新的相应时间。
insert时，写主键无法使用change buffer（主键唯一），但是同时也会写其它索引，其它索引中的“非唯一索引”可以用到change buffer的优化机制，不用立即更新磁盘上的普通索引。
change buffer读过程
select * from t where k in(k1,k2);
如果读语句发生在更新语句后不久，内存中的数据都还在，此时读操作与系统表空间(ibdata1)和redo log(ib_log_fileX)无关。
- 读Page1的时候，直接从内存返回。虽然磁盘上还是之前的数据，但是直接从内存返回结果，结果是正确的。（此处WAL之后读数据，不需要读盘，不用从redo log里面把数据更新以后再返回）
- 读Page2的时候，需要把Page2从磁盘读入内存中，然后应用change buffer里面的操作日志，生成一个正确的版本并返回结果。
直到需要读Page2的时候，这个数据页才会被读入内存。