转载自https://github.com/Snailclimb/JavaGuide（添加小部分笔记）感谢作者!
前言#
首先要了解一个东西 ：WAL，全称 Write-Ahead Logging
，它的关键点就是先写日志，再写磁盘在概念上，innodb通过***force log at commit***机制实现事务的持久性，即在事务提交的时候，必须先将该事务的所有事务日志写入到磁盘上的redo log file和undo log file中进行持久化
WAL 机制的原理也很简单：修改并不直接写入到数据库文件中，而是写入到另外一个称为 WAL 的文件中；如果事务失败，WAL 中的记录会被忽略，撤销修改；如果事务成功，它将在随后的某个时间被写回到数据库文件中，提交修改
使用 WAL 的数据库系统不会再每新增一条 WAL 日志就将其刷入数据库文件中，一般积累一定的量然后批量写入，通常使用页为单位，这是磁盘的写入单位。 同步 WAL 文件和数据库文件的行为被称为 checkpoint（检查点），一般在 WAL 文件积累到一定页数修改的时候；当然，有些系统也可以手动执行 checkpoint。执行 checkpoint 之后，WAL 文件可以被清空，这样可以保证 WAL 文件不会因为太大而性能下降。
有些数据库系统读取请求也可以使用 WAL，通过读取 WAL 最新日志就可以获取到数据的最新状态
关于checkpoint：https://www.cnblogs.com/chenpingzhao/p/5107480.html思考一下这个场景：如果重做日志可以无限地增大，同时缓冲池也足够大 ，那么是不需要将缓冲池中页的新版本刷新回磁盘。因为当发生宕机时，完全可以通过重做日志来恢复整个数据库系统中的数据到宕机发生的时刻。但是这需要两个前提条件：1、缓冲池可以缓存数据库中所有的数据；2、重做日志可以无限增大
因此Checkpoint（检查点）技术就诞生了，目的是解决以下几个问题：1、缩短数据库的恢复时间；2、缓冲池不够用时，将脏页刷新到磁盘；3、重做日志不可用时，刷新脏页。
- 当数据库发生宕机时，数据库不需要重做所有的日志，因为Checkpoint之前的页都已经刷新回磁盘。数据库只需对Checkpoint后的重做日志进行恢复，这样就大大缩短了恢复的时间。
- 当缓冲池不够用时，根据LRU算法会溢出最近最少使用的页，若此页为脏页，那么需要强制执行Checkpoint，将脏页也就是页的新版本刷回磁盘。
- 当重做日志出现不可用时，因为当前事务数据库系统对重做日志的设计都是循环使用的，并不是让其无限增大的，重做日志可以被重用的部分是指这些重做日志已经不再需要，当数据库发生宕机时，数据库恢复操作不需要这部分的重做日志，因此这部分就可以被覆盖重用。如果重做日志还需要使用，那么必须强制Checkpoint，将缓冲池中的页至少刷新到当前重做日志的位置。
mysql 的 WAL，大家可能都比较熟悉。mysql 通过 redo、undo 日志实现 WAL。redo log 称为重做日志，每当有操作时，在数据变更之前将操作写入 redo log，这样当发生掉电之类的情况时系统可以在重启后继续操作。undo log 称为撤销日志，当一些变更执行到一半无法完成时，可以根据撤销日志恢复到变更之间的状态。mysql 中用 redo log 来在系统 Crash 重启之类的情况时修复数据（事务的持久性），而 undo log 来保证事务的原子性。
深度和高度是对应的；根节点所在层为1层
无向图的邻接矩阵是一个对称矩阵，因为在无向图中，顶点i和顶点j有关系，则顶点j和顶点i必有关系
邻接矩阵存储的方式优点是简单直接（直接使用一个二维数组即可），并且在获取两个顶点之间的关系的时候也非常高效*直接获取指定位置的数组元素。但是这种存储方式的确定啊也比较明显即 比较浪费空间
