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# 架构与组件
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[← 返回 README](../README.md)
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本页内容：
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- [组件与访问路径](#组件与访问路径)
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- [数据目录](#数据目录)
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- [会话与并发](#会话与并发)
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- [SQL 查询处理](#sql-查询处理)
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- [快照事务](#快照事务)
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- [WAL 与崩溃恢复](#wal-与崩溃恢复)
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- [页面与空间回收](#页面与空间回收)
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- [身份、授权与系统目录](#身份授权与系统目录)
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- [权限变更与会话失效](#权限变更与会话失效)
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- [扩展方向](#扩展方向)
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本页面向需要理解或修改 ChuSQL 的开发者，说明组件职责、查询执行过程及存储边界。SQL 的使用方法见 [SQL 语法](syntax.md)。
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ChuSQL 采用客户端 / 服务端架构。正常运行时，只有数据库服务直接访问数据文件；离线初始化与恢复由 bootstrap 完成。
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阅读实现细节前，先了解本文使用的术语：
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| 术语 | 含义 |
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| schema（表结构） | 列名、类型和约束等定义；语义检查与优化以此为依据 |
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| catalog（系统目录） | 记录数据库对象及其结构的元数据；判断表是否存在以此为准 |
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| 绑定与槽位 | 绑定将列引用对应到输入行的位置，这个位置称为槽位 |
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| 结构守卫 | 在执行前和存储操作锁内复查依赖，拒绝使用已经失效的表结构 |
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| DOMAIN（领域类型） | 为基础类型命名，并可附加默认值和约束的自定义类型 |
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| WAL / LSN | WAL 是恢复用的预写日志，LSN 是标识日志进度的递增序号 |
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| DML / DDL | DML 包括插入、更新和删除数据；DDL 包括创建、修改和删除结构 |
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## 组件与访问路径
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```mermaid
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flowchart LR
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CLI[CLI / 其他客户端] -->|TCP| Server[chusql-server]
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Browser[浏览器] -->|HTTP| Web[chusql-web]
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Web -->|TCP| Server
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Server --> Engine[Haskell SQL 引擎]
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Engine --> Storage[Rust 存储层]
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Storage --> Disk[(磁盘)]
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```
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| 组件 | 职责 |
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| chusql-server | 登录、会话、鉴权、SQL 执行和事务 |
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| chusql-web | Web 管理界面，通过 TCP 访问服务 |
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| csql | 命令行客户端，通过 TCP 执行 SQL |
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| chusql-core/engine | 解析、语义检查、优化及执行 |
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| chusql-core/storage | catalog、页面、B+ 树、缓存、WAL 与持久化 |
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| csql-bootstrap | 安装引导及离线系统目录修复、恢复、重置 |
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服务默认监听 127.0.0.1:7777，Web 默认监听 127.0.0.1:7778。配置位置和平台数据目录见[配置选项](config.md)。
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### 存储名称校验
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存储层解析库限定名后，物理表名、声明列名和写入行顶层字段名使用同一规则：名称非空，只含 ASCII 字母、数字和下划线。SQL 标识符另遵守解析器规则。
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单行、批量、整表替换、结构替换及事务载荷在处理请求时拒绝非法字段名，不修改数据和 WAL。校验不遍历文本内容或复合值内部的键。
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旧数据不自动改名，原始扫描与历史 WAL 重放保留兼容；后续重写需显式提供合法字段名。
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## 数据目录
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`[storage] data_dir` 保存持久化数据，`log_files` 单独指定诊断日志目录。
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| 位置 | 内容 |
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| system/ | 身份、凭据、角色、授权和预定义类型目录 |
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| databases/<数据库名>/ | 业务数据库的 catalog、数据与索引 |
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| WAL 与检查点文件 | 已提交写入的恢复记录及刷盘进度 |
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安装只初始化系统数据库，业务数据库由用户创建。表存在性以 catalog 为准，不能仅凭数据文件判断。
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## 会话与并发
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- 每条 TCP 连接拥有独立会话，当前数据库和事务互不影响。
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- 服务端业务请求共享全局权限门，数据写语句和提交独占目标数据库的执行门，不同数据库可并行写；权限、DDL 和管理员存储请求独占全局门。库门按名称排序获取并在取消时释放，避免跨库等待环。存储层仍维护每库读写门及表锁。
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- Web 与 CLI 共享服务端的权限和执行规则，不直接读写数据目录。
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- Web 登录会话分别持有普通 API / SQL 连接与表格编辑连接，编辑事务按页面标识固定数据库。表格读取携带编辑标识时使用该事务快照；普通查询不进入编辑事务。
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- 同一 Web Cookie 的请求串行执行。编辑提交以固定保存点重放本地编辑集，失败整体回退；成功回执按提交标识去重。SQL 控制台事务另按页面与标签标识限制连接访问。
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## SQL 查询处理
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查询依次经过解析、基于 schema 的语义检查、优化和执行。库名、表名、列名及别名在语义层解析；存储层使用精确的表名键。
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### 解析后的查询表示
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解析器将 SQL 转为抽象语法树（AST）。其中 `Select` 的字段与辅助函数分工如下：
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| 名称 | 用途 |
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| `selectItems :: [(String, Expr)]` | 保存输出名称与投影表达式，即查询要返回的列或计算结果 |
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| `selectHaving` | 保存分组条件 |
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| `OrderKey` | 区分按名称、输出序号和表达式排序 |
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| `Col` | 表示普通列；别名、计算和聚合使用相同的投影项结构 |
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| `makeSelect` | 接受列名列表并构造投影项 |
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### 类型能力与复合值运算
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运行时类型描述保存相等比较（Eq）、排序（Ord）和哈希（Hash）能力，复合类型按参数递归派生。语义检查按运算要求能力，DOMAIN 沿用基础类型。值排序和哈希按结构执行，不使用显示文本；嵌套浮点正负零保持相等与哈希一致。
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值与类型编码保持版本 1，能力由代码中的类型描述提供，不写入已有值载荷。索引键编码是独立约束，运行时复合键不进入索引探测。SQL 行为见 [复合值的比较、排序与分组](types.md#比较排序与分组)。
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### 绑定查询与结构复查
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绑定查询保存依赖对象编号、schema 版本、列定义和直接及间接依赖的 DOMAIN。执行前复查，真实存储的每次读取还在相关库读锁内验证全部依赖；结构改变或对象替换明确报错。守卫不提供整条多请求查询的数据快照；旧目录的未知身份/版本保留兼容校验，旧存储未确认守卫则拒绝执行。
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查询由 `Runtime.Query.bindQuery` 统一准备并绑定，输出按位置校验，保留重复列名。优化完成后将表达式、排序及分组键绑定到输入布局；物理列顺序不同会在存储边界整理，缺列或位置不符明确报错。
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`ORDER BY` 输出序号保留到计划生成，选择对应投影表达式或 DISTINCT 输出槽位，不通过别名再次查找。非排序投影仍在 LIMIT 后求值。
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### 聚合与排序的求值顺序
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聚合计划合并投影、HAVING 和排序表达式中的当前层聚合，重复调用只计算一次。内部列使用 SQL 标识符无法声明的名称。
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HAVING 强制形成分组，无分组键时将输入作为整体组。HAVING 过滤位于聚合算子 Aggregate 之后、去重与排序截断之前。
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表达式排序先计算隐藏排序键并保留投影所需列，再排序、截断和投影。DISTINCT 排序映射到已有输出槽位。HAVING 和排序子查询同样参与结构依赖守卫与 SELECT 权限检查。
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### 相关子查询的列查找
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相关子查询会引用外层查询的列，因此列查找必须区分内外层作用域。
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相关子查询按最近到最远的独立列作用域查找，最近层歧义不向外回退；二段限定引用只在最近声明该来源的层解析，裸列可继续向外查找。
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`BoundSubquery` 保存父布局中的取值表达式，缓存按槽位和值区分；重绑定保留局部和外层身份，原位置失效时只允许唯一同名列重定位。
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执行期外层行仍扁平化，尚无独立作用域或来源编号，结构改写须在绑定前完成。
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### 写入求值与约束检查
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写语句按目标 schema 绑定输入表达式和赋值目标，求值与校验遵循以下规则：
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- INSERT 拒绝重复目标列，按输入顺序求值，再按 schema 顺序补默认值、NULL 和自增值。
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- UPDATE 的重复赋值读取前一次修改结果。全部赋值后检查 CHECK，再检查最终行集的 NOT NULL、UNIQUE 和 PRIMARY KEY。
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- 唯一性检查保留整数与整值浮点的一致语义，多个 NULL 不冲突。检查通过前不发布修改。
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- CHECK、非空和唯一性按列槽位取值。INSERT 已有行及引擎 ALTER 输入行按原 schema 整理，缺列不跳过。
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### 可复用的写计划
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INSERT、UPDATE、DELETE 和已有表的结构变更由 `Engine.bindWrite` 生成不保存数据行的 `BoundWrite`，`executeWriteM` 在执行前复查结构，允许跨数据及统计变化复用。
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DML 在绑定阶段固定 INSERT 输入槽位、UPDATE 目标槽位、DELETE 行布局和 CHECK / NOT NULL / UNIQUE / PRIMARY KEY 约束；复用时不重新解析或绑定这些内容，自增起点与行集约束仍取当前数据。
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结构变更则在执行时对变更后的 schema 绑定并检查约束。
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计划携带目标表、嵌套查询及传递 DOMAIN 依赖；ADD COLUMN / ALTER TYPE 还包含新声明类型的 DOMAIN。
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建表、建删库、DOMAIN 管理和会话命令继续走各自入口，不属于已有表写计划。
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### DOMAIN 约束的变更
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DOMAIN 的 CHECK 在独立 VALUE 槽位绑定，继承默认值和非空限制按当前领域目录合成；表列保留原始声明。创建依赖 DOMAIN 的表或领域也通过结构守卫复查定义。
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ALTER DOMAIN 的校验与提交按以下顺序执行：
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1. 在存储库读锁内取得完整快照，校验直接及间接依赖和已有行。
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2. 以库身份和 WAL 检查点作为令牌，在写锁内再次比较。
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3. 令牌一致时，通过 `ReplaceSchema` 提交；期间任何普通提交都使令牌失效，并返回 `serialization_failure`。
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约束变更复用现有目录版本、WAL 和恢复路径，不引入通用结构事务。
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### 存储操作的结构守卫
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写入前先发送只读的 `validate_write` 请求，确认存储支持写守卫并校验依赖；未确认时不发送实际修改请求。
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实际读取在相关库共享门内复查，实际写入在目标库独占门及其他依赖库共享门内复查，跨库按库名排序取门。
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对象替换或结构版本变化使旧绑定失效，包括结构改变后恢复原定义。
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守卫保证结构校验与单次存储操作之间不发生 DDL，不提供整条写语句的数据快照或数据冲突检测。
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### 修改表结构时的约束校验
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CHECK 定义和执行共用类型、函数及列槽位绑定入口，拒绝聚合、子查询和非布尔条件。修改表结构时还需遵守以下规则：
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- DROP COLUMN 校验保留下来的 CHECK。
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- RENAME COLUMN 不自动改写约束文本，引用旧名称的 CHECK 会使改名被拒绝。
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- ALTER TYPE 依据新 schema 校验 CHECK、默认值和键能力，空表也不跳过定义校验。通过定义校验后仍检查已有行，再发布结构变更。
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### 查询优化的能力与边界
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查询优化支持以下能力，统计信息只影响计划选择，优化不能改变查询结果语义：
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| 能力 | 实现与边界 |
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| 派生表 | 内层独立解析，必须有别名，不能引用外层列；输出列按别名暴露 |
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| WITH / CTE | 解析时展开为派生表；相同执行子树在查询内物化复用，不支持递归 |
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| ANY / ALL | 按 OR / AND 的三值逻辑求值；空集的 ANY 为假、ALL 为真 |
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| 子查询复用 | 按查询定义及外层绑定值物化结果，跨过滤、投影、排序与 JOIN 复用 |
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| 半连接 / 反连接 | 独立 IN / NOT IN 与简单等值相关 EXISTS / NOT EXISTS 转为哈希存在性匹配，只输出左行 |
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| 成本估算 | 使用行数、不同值数和数值列的 16 桶等宽直方图 |
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| 索引选择 | 优化器判断适用条件与成本，存储层管理实际索引 |
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#### 连接重排与投影下推
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派生表可根据 schema 和透明算子估计行数并参与安全的连接重排；缺统计或可能报错时保守处理。输出列投影可下推，但保留所有计算项的求值，避免隐藏错误。内存存储提供实时行数和封顶去重统计。
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#### 子查询结果的复用
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执行器用查询内状态保存首次使用时成功求出的子查询行；键包含已解析查询定义与具名外层绑定值，跨不同父布局复用，原始名称调用保守包含整个外层行。
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派生表按执行子树和外层行缓存，应用来源别名前复用，优化后子树不同则分别执行。标量、IN、EXISTS 和 ANY / ALL 各自处理共享行集，保留基数错误和三值逻辑。
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缓存在每次执行时清空，不跨会话或数据修改保留；既有表达式分组求值顺序保持，JOIN 空行对仍不触发子查询。
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尚无磁盘溢出或物化内存预算，也不提供整条查询的数据快照。
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#### 用存在性匹配加速子查询
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半连接与反连接根据右侧是否存在匹配行来筛选左行，只输出左侧列。`SemiJoin` 分别绑定两侧键，只暴露左侧布局；执行左侧为空时不求右侧，其他情况完整求右侧并构建键集合，按原左行顺序过滤，右侧重复键不会放大结果。
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独立 IN 保存原子查询身份，继续共享其他消费者的物化结果；NOT IN 跟踪右侧 NULL，NOT EXISTS 的空值键则视作不匹配。
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大整数与浮点混合比较超出安全哈希范围时退回既有逐值比较。
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重写只覆盖单独过滤谓词：IN 左键限普通列或简单字面量；相关 EXISTS 限单表、唯一外层等值引用和普通列／简单字面量投影。
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组合谓词、复杂相关条件、聚合、排序截断及可能报错的相关投影继续走原路径，避免改变错误时序和词法作用域。
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完整 SQL 写法及限制见 [SQL 语法](syntax.md)。
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## 快照事务与行锁
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MVCC 是多版本并发控制：每条逻辑行有不复用的内部编号和版本链，事务读取开始时可见的版本及自身修改。库内提交序号使用 WAL 提交 LSN；`mvcc.json` 保存版本目录，在堆与索引同步后原子发布，再推进库检查点。旧目录首次写入或开始事务时导入版本，原页格式保留。
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| 阶段 | 行为 |
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| BEGIN | 注册存储事务和快照引用，向引擎返回一致的结构与行集 |
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| 事务内执行 | 基于开始快照执行，修改行和唯一键在语句成功前取得锁 |
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| SAVEPOINT | 保存工作行集和读依赖；回滚同步存储计划，已有锁保留到事务结束 |
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| COMMIT | 在短提交门内合并最新版本、校验权限、对象、读写依赖及最终约束，再经 WAL 发布 |
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| ROLLBACK / 断线 | 清除计划、快照引用、锁和等待边；保存点不能跨连接恢复 |
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行锁覆盖内部行编号及旧、新唯一值，NULL 不争用唯一值锁。同一库中不同行可以同时准备修改，等待行锁不占库提交门。等待图检测环并中止形成环的等待者；总等待上限为 5 秒，分别返回 `deadlock_detected` 或 `lock_timeout`。版本冲突返回 `serialization_failure`。调用方须 ROLLBACK，再从 BEGIN 重做，不能只重发 COMMIT。保存点回滚不释放此前取得的锁。
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默认 BEGIN 提供快照隔离，复查写入行的内容版本。SERIALIZABLE 写事务另外按表复查所有读依赖，包括子查询及幻行，因此不同记录的变化也可能导致保守冲突。只读事务可完成原快照读取。事务内禁止 DDL 和切换数据库。
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自动提交的查询与数据写语句也使用存储事务。权限和 DDL 使用全局独占门；数据准备使用共享门，同库提交校验和 WAL 发布仍按顺序完成，以保留连续的已应用提交前缀。原始管理员存储写入不取得 SQL 事务行锁，但会发布版本，旧事务随后按版本冲突规则拒绝提交。
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SQL 工作行集仍在 Haskell 中物化；版本目录发布也会读取整库并写出版本文件。行版本支持隔离与回收，不表示已有按需取行、增量版本日志或吞吐量保证。结束事务释放内存中的旧版本，后续发布写回回收结果；旧版本及整库快照会增加内存、磁盘和 I/O 成本。
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### 在线空间整理
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显式 `compact` 将快照中的存活行复制到独立代次的影子堆与索引，复制期间继续接受 SQL 数据写入。切换前短暂独占库门，保留最新行集的有序前缀，删除影子中的过期行并按最新顺序追加其余行；并发变化较多时，切换窗口可能重写较长后缀。
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影子文件同步完成后，以 WAL 的 Migrate 操作发布 catalog 中的 `file_generation`，逻辑对象编号和结构版本不变。旧快照结束后删除退役文件；重启先恢复切换日志，再清理未发布与退役代次。启动时隐藏列整理仍使用离线重写。备份须包含整个库目录及页侧文件，不能只复制 catalog 指向的新堆。
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## WAL 与崩溃恢复
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预写日志记录已提交的修改，检查点记录已完成刷盘的位置。写入和恢复遵循以下顺序：
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1. 一组写操作与提交标记写入 WAL，每条记录带递增 LSN。
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2. 数据页和索引页覆盖前，完整页镜像与校验和先同步到对应 `.page-wal` 文件。
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3. 数据文件同步后，原子替换 `.pages` 中的页 LSN 和写序号，再清理镜像日志。
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4. 数据、页版本和 catalog 刷盘后，同步并原子发布行版本目录，再将库检查点推进到已完成提交的 LSN。
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5. 按检查点截断日志前缀，保留尚未确认刷盘的记录。
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6. 重启时先按有效全页镜像修复撕裂写，再重放库检查点之后的已提交组，丢弃未提交组，并进行幂等检查。
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页镜像有独立递增写序号，允许同一事务多次刷新同一页；不能仅凭相同页 LSN 跳过后一次写入。未完整写出的尾帧丢弃，完整帧校验失败则明确报错并保留材料。镜像写入或检查点失败后，当前页句柄拒绝继续刷新，析构也不能绕过恢复。
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已提交组恢复前丢弃受影响表的派生索引，再从堆数据重建，避免残缺索引根阻断逻辑重放。整表日志直接重写，不先依赖可能不完整的行集判断是否已应用。
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建表、删表、建索引、删索引、账号和数据修改均进入带提交点的 WAL。LSN 跨重启续号，SystemStatus 的 last_lsn 表示检查点 LSN。
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若系统目录损坏导致服务无法启动，使用离线 bootstrap。repair、recover 与 reset 的范围及操作步骤见[系统引导与恢复](bootstrap.md)。
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## 页面与空间回收
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- 删除行先将槽位标记为墓碑。
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- 死空间达到页大小的四分之一时，随删除整理页内活行。
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- 整理保留槽位编号，索引中的页号与槽号仍有效。
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- 显式 compact 在线复制存活行、补齐并发修改并经 WAL 切换文件代次，回收跨页空洞及隐藏列字节，同时重建索引位置。
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跨页整理的复制阶段允许并发数据写入，最终追平与切换仍独占库门。旧快照引用阻止退役文件回收。整理保留切换时的逻辑行序；应用应使用 ORDER BY 获得确定结果。
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## 身份、授权与系统目录
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系统表统一使用 __system_ 前缀，身份与凭据目录对普通语句隐藏。SUPERUSER 拥有最高权限，system_catalog_manager 提供受限目录管理能力；两者不通过角色成员关系继承。
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| 机制 | 行为 |
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| 角色继承 | 沿成员关系取得权限并集；拒绝自继承与环 |
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| 对象授权 | 数据库 CONNECT / CREATE，表 SELECT / INSERT / UPDATE / DELETE；ALL 按作用域展开 |
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| 转授权 | WITH GRANT OPTION 允许将持有的权限授予其他身份 |
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| 撤销 | 授予者撤销自身来源；所有者或最高权限身份管理对象授权，级联清理无合法来源的下游 |
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| 稳定对象 | catalog 分配数据库及表编号，授权与所有者绑定对象和身份编号，删除后不复用 |
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| 所有者 | 建表者获得表所有权；启用角色可继承所有权，数据库所有权不隐含他人表的数据权限 |
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对象权限目录 __system_object_acl 对普通语句和存储请求隐藏。
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权限快照按字符分块，在系统库写锁内比较版本并通过同一 WAL 组替换；服务启动恢复建表前持久化的创建者声明，旧名称授权只迁移一次到现存稳定对象。
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类型目录说明见[类型与类型目录](types.md)，身份字段与权限边界见[用户、角色与属性](users-and-roles.md)。
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## 权限变更与会话失效
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账号、属性和授权变化会标记受影响的在线连接。角色变化先展开成员及转授权来源关系，确定涉及的登录身份。共享读写门允许查询并行，并将数据写入、提交、授权及对象结构变更与查询排序；事务提交再次验证权限和稳定对象编号。
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TCP 连接在下一次请求时返回 unauthorized 并关闭；空闲连接不被强行中断。权限逐条查询，避免继续使用旧授权。Web 会话还通过账号版本校验，口令或身份变更使旧凭据失效。
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## 扩展方向
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> [!NOTE]
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> 以下是规划，不能作为当前 SQL、事务或恢复能力使用。进度与验收见 `.agents/context/progress.txt`。
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### 查询内部表示的后续完善
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已有列槽位、类型化函数与 `BoundQuery`；后续补齐多级词法作用域、来源/列身份，以及写语句与约束的统一绑定。迁移保留同名遮蔽、NULL / DOMAIN、输出布局和错误时序，结构改写应在绑定前完成或重新绑定。
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### 查询扩展
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| 方向 | 前置条件与边界 |
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| 物化资源控制 | 在查询内物化基础上增加内存预算、磁盘溢出及取消；与完整查询快照协调 |
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| 递归 CTE | 先实现类型一致的迭代关系，明确去重、循环终止、轮次与行数预算；不隐含支持写入型 CTE |
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### 存储扩展
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行版本、行锁、同库数据准备与在线整理的边界见上文。后续优化须根据测量减少整库物化、版本文件写放大和最终切换窗口；WAL 发布顺序、版本可见性与恢复约束保持一致。
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