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mysql 复习

news 来源：原创 2025/8/10 8:06:56

mysql定义与架构

数据库是按照数据结构来组织、存储和管理数据的仓库，方便我们增删查改。MySQL有客户端和服务器端，基于网络服务的，3306端口处于监听状态。

数据库的存储介质有以下两种：

磁盘，比如MySQL就是一种磁盘数据库。
内存，比如redis就是一种内存数据库。

数据库服务器、数据库和表的关系如下：

MySQL的架构设计如下：

引擎层：由多种可拔插的存储引擎共同组成，真正负责MySQL中数据的存储和提取。

通过show engines语句可以查看MySQL支持的存储引擎，其中MySQL底层默认使用的存储引擎是InnoDB，该存储引擎支持事务、行级锁、外键等。

mysql数据类型

char和varchar比较

char和varchar的区别如下：

char类型可存储字符上限为255，varchar类型可存储字符上限与表的编码格式有关。
char(L)定义后，无论存储的字符串长度是否到达L，都会开辟用于存储L个字符的定长空间，如果存储的字符串长度超过L则会报错。
varchar(L)定义后，会根据存储字符串的长度按需开辟空间，并且需要使用1-3字节的空间用于表示存储字符串的长度以及其他控制信息，如果存储的字符串长度超过L则会报错。

如何选取char和varchar类型？

char和varchar的优缺点如下：

char类型的数据是定长的，因此磁盘空间比较浪费，但是效率高（直接访问定长的空间）。
varchar类型的数据是变长的，因此磁盘空间比较节省，但是效率低（需要先读取存储字符串的长度，再访问指定长度的空间）。

MySQL表的约束

主键约束：

外键

外键用来定义主表和从表之间的关系，外键约束主要定义在从表上，主表必须有主键约束或唯一键约束。班级id中对应学生表的班级id
外键定义后，要求插入外键列的数据必须在主表对应的列存在或为null。

Mysql表的增删改

truncate截断表，表数据清楚重置，不可回滚，同时自增字段从0开始，delete from没有where子句则删除表数据。

update和delete都要配合where来使用。

mysql的单表查询

筛选分页结果

从第s条记录开始，向后筛选出n条记录：

SELECT ... FROM table_name [WHERE ...] [ORDER BY ...] LIMIT s, n; s默认为0

SQL中各语句的执行顺序

where筛选符合条件。
根据group by子句对数据进行分组。需要配合聚合函数使用。
将分组后的数据依次执行select语句。
根据having子句对分组后的数据进行进一步筛选。
根据order by子句对数据进行排序。
根据limit子句筛选若干条记录进行显示。

显示平均工资低于2000的部门和它的平均工资

分组查询后的select 列只能是分组列，和聚合函数列，group by两列则需要两列相同。

显示每个部门的每种岗位的平均工资和最低工资

在group by子句中指明依次按照部门号和岗位进行分组，在select语句中使用avg函数和min函数，分别查询每个部门的每种岗位的平均工资和最低工资。如下：

Mysql 多表查询

就是from两张表。同时select 列字段指名emp.name,dept.deptno具体指定。

from emp ,dept 对多张表取笛卡尔积，就是得到这多张表的记录的所有可能有序对组成的集合，比如下面对员工表和部门表进行多表查询，由于查询语句中没有指明筛选条件，因此最终得到的结果便是员工表和部门表的笛卡尔积。 多表查询使用where子句筛选得到有意义的结果。

显示部门号为10的部门名、员工名和员工工资

由于部门名只有部门表中才有，而员工名和员工工资只有员工表中才有，因此需要同时使用员工表和部门表进行多表查询，在where子句中指明筛选条件为员工的部门号等于部门编号，并且部门号为10的记录。如下：

自连接

自连接是指在同一张表进行连接查询，也就是说我们不仅可以取不同表的笛卡尔积，也可以对同一张表取笛卡尔积。
如果一张表中的某个字段能够将表中的多条记录关联起来，那么就可以通过自连接将表中通过该字段关联的记录组合起来。

显示员工FORD的上级领导的编号和姓名

也可以用slect子查询解决。

1. 指名从leader表中取出对应列 2.指名两表连接之后的筛选条件。

多表的内外连接

from两表，在where条件下进行多表查询的方式本质就是内连接，用标准的内连接SQL编写：

from 员工表 inner join 部门表 on连接条件
在on子句后指明内连接的条件为员工的部门号等于部门的部门号，保证筛选出来的数据是有意义的。
在and之后指明筛选条件为员工的姓名为SMITH，也可以改为where子句。

左外连接

学生表和成绩表。要求将没有成绩的学生的个人信息也要显示出来，可将左边学生表为主表。

MySQL索引

构建索引就是构建一颗page组成的 B+树。

数据库表中存储的数据都是以记录为单位的，如果在查询数据时直接一条条遍历表中的数据记录，那么查询的时间复杂度将会是 O ( N )
索引虽然提高了数据的查询速度，但在一定程度上也会降低数据增删改的效率，因为这时在对表中的数据进行增删改操作时，除了需要进行对应的增删改操作之外，可能还需要对底层建立的数据结构进行调整维护。

MySQL服务器在启动的时候会预先申请一块内存空间来进行各种缓存，这块内存空间叫做Buffer Pool，后续磁盘中加载的数据就会保存在Buffer Pool中，刷新数据时也就是将Buffer Pool中的数据刷新到磁盘。MySQL的Buffer Pool与内核缓冲区之间是以16KB为单位进行交互的。

MySQL与磁盘进行交互时以Page为基本单位，利用了局部性原理。可以减少与磁盘IO交互的次数，进而提高IO的效率。

当向表中插入数据时是乱序插入的，MySQL底层会自动按照主键对插入的数据进行排序。

MySQL将内存中的每一个Page都用一个结构体描述起来，然后再将各个结构体以双链表的形式组织起来，因此一个Page结构体内部既包含数据字段，也包含属性字段。
此外，为了方便后续数据的插入和删除，每个Page结构体内部存储的数据记录会以单链表的形式组织起来，并且各个记录之间会按照主键进行排序。如下主键 12345

单个Page内创建页内目录

Page之上创建页目录，页目录之上再创建页目录

最终 page 构建出来的B+树结构如下：

MySQL中可能同时有大量的表正在被处理，因此Buffer Pool中可能会存在多个索引结构，也就是同时存在多个B+树结构，当我们查询表时访问的就是这张表对应的B+树结构。MyISAM和InnoDB存储引擎都是采用的B+树结构。

刚开始时只需要将B+树的根结点（page）加入到Buffer Pool中。
当后续访问表中的数据时，再将该数据对应路径上的结点加入到Buffer Pool中即可，对于其他不需要的结点根本不用加入到Buffer

B树的缺点：

1. 普通B树中的所有结点中都同时包括索引信息和数据信息，因此非叶子结点中如果包含了数据信息，那么这些结点中能够存储的索引信息一定会变少，这时这棵树形结构一定会变得更高更瘦

2. 其次，普通B树中的各个叶子结点之间没有连接起来，这将不利于进行数据的范围查找。hash表结构也是。

InnoDB和MyISAM索引的不同

1. MyISAM存储引擎的任何索引的B+树的叶子结点存放的不是数据记录，而是数据记录对应的地址。它产生 .myi，.myd，.frm三个文件。

2.InnoDB存储引擎的普通索引的B+树叶子结点中没有保存整条数据记录，而是保存主键，再根据主键字段去主键B+树做回表查询。像InnoDB存储引擎这种，将数据记录与索引结构放在一起的索引方案，叫做聚簇索引。它产生 .idb，.frm两个文件。

索引创建的原则如下：

比较频繁作为查询条件的字段应该创建索引。
唯一性太差的字段不适合单独创建索引，因为这样查询时索引只能排除很少的数据。
更新非常频繁的字段不适合创建索引。

MYSQL事务

以转账为例子。一个完整的事务并不是简单的SQL集合，事务还需要满足如下四个属性：

原子性：一个事务中的所有操作，要么全部完成，要么全部不完成，不会结束在中间某个环节。事务在执行过程中如果发生错误，则会自动回滚到事务开始前的状态，就像这个事务从来没有执行过一样。
持久性：事务处理结束后，对数据的修改就是永久的，即便系统故障也不会丢失。
隔离性：数据库允许多个事务同时访问同一份数据，隔离性可以保证多个事务在并发执行时，不会因为由于交叉执行而导致数据的不一致。
一致性：在事务开始之前和事务结束以后，数据库的完整型没有被破坏，这表示写入的资料必须完全符合所有的预设规则，这包含资料的精确度、串联型以及后续数据库可以自发性地完成预定的工作。

前三个保证了最后一个，最后一个是业务层面。指的是写入的资料必须完全符合所有的预设规则。事务执行的结果，必须使数据库从一个一致性状态，变到另一个一致性状态，

事务常见的提交方式有两种，分别是自动提交和手动提交。默认自动提交autocommit 是on打开的

隔离级别

读未提交

未提交是事务的最低隔离级别，几乎没有加锁，虽然效率高，但是问题比较多，所以严重不建议使用。
一个事务在执行过程中，读取到另一个执行中的事务所做的修改，但是该事务还没有进行提交，这种现象叫做脏读。

读已提交

一个事务在执行过程中，两个相同的select查询得到了不同的数据，这种现象叫做不可重复读。这是它的问题。

可重复读

一般的数据库在可重复读隔离级别下，update数据是满足可重复读的，但insert数据会存在幻读问题，因为隔离性是通过对数据加锁完成的，而新插入的数据原本是不存在的，因此一般的加锁无法屏蔽这类问题。
5.0之后的 MySQL是通过Next-Key锁（GAP+行锁）来解决幻读问题的。

串行化（Serializable）

串行化是事务的最高隔离级别，多个事务同时进行读操作时加的是共享锁，因此可以并发执行读操作，但一旦需要进行写操作，就会卡住，必须等其它事务结束。就会进行串行化，效率很低，几乎不会使用。

多版本并发控制

读-读并发不需要进行并发控制，写-写并发实际也就是对数据进行加锁，这里最值得讨论的是读-写并发，读-写并发是数据库当中最高频的场景，在解决读-写并发时不仅需要考虑线程安全问题，还需要考虑并发的性能问题。

多版本并发控制

多版本并发控制（Multi-Version Concurrency Control，MVCC）是一种用来解决读写冲突的无锁并发控制，主要依赖记录中的3个隐藏字段、undo日志和Read View实现。
为事务分配单向增长的事务ID，为每个修改保存一个版本，将版本与事务ID相关联，读操作只读该事务开始前的数据库快照。
MVCC保证读写并发时，读操作不会阻塞写操作，写操作也不会阻塞读操作，提高了数据库并发读写的性能，同时还可以解决脏读、幻读和不可重复读等事务隔离性问题。

记录中的3个隐藏字段

当向学生表中插入一条记录后，该记录不仅包含name和age字段，还包含三个隐藏字段。如下：

undo日志

维护一个个版本链，由事务id和回滚指针连接。

MySQL的三大日志如下：

redo log：重做日志，用于MySQL崩溃后进行数据恢复，保证数据的持久性。
bin log：逻辑日志，用于主从数据备份时进行数据同步，保证数据的一致性。
undo log：回滚日志，用于对已经执行的操作进行回滚，保证事务的原子性。

快照的概念

现在有一个事务ID为10的事务，要将刚才插入学生表中的记录的学生姓名改为“李四”：

因为是要进行写操作，所以需要先给该记录加行锁。
修改前，先将该行记录拷贝到undo log中，此时undo log中就有了一行副本数据。
然后再将原始记录中的学生姓名改为“李四”，并将该记录的DB_TRX_ID改为10，回滚指针DB_ROLL_PTR设置成undo log中副本数据的地址，从而指向该记录的上一个版本。
最后当事务10提交后释放锁，这时最新的记录就是学生姓名为“李四”的那条记录。

insert和delete的记录如何维护版本链？

删除记录并不是真的把数据删除了，而是先将该记录拷贝一份放入undo log中，然后将该记录的删除flag隐藏字段设置为1，这样回滚后该记录的删除flag隐藏字段就又变回0了，相当于删除的数据又恢复了。插入删除时利用flag隐藏字段来记录相反的操作即可。

当前读 VS 快照读

当前读：读取最新的记录，就叫做当前读。
快照读：读取历史版本，就叫做快照读。

事务在进行增删查改的时候，并不是都需要进行加锁保护：

事务对数据进行增删改的时候，操作的都是最新记录，即当前读，需要进行加锁保护。
事务在进行select查询的时候，既可能是当前读也可能是快照读，如果是当前读，那也需要进行加锁保护，但如果是快照读，那就不需要加锁，因为历史版本不会被修改，也就是可以并发执行，提高了效率，这也就是MVCC的意义所在。读已提交和可重复读两种隔离级别下会出现快照读。

快照读读哪个由生成的 Read View判断

事务在进行快照读操作时会生成读视图Read View，在该事务执行快照读的那一刻，会生成数据库系统当前的一个快照，记录并维护系统当前活跃的事务ID。据这个Read View来判断，当前事务能够看到该记录的哪个版本的数据。

RR与RC的本质区别

在RR级别下，事务第一次进行快照读时会创建一个Read View，将当前系统中活跃的事务记录下来，此后再进行快照读时就会直接使用这个Read View进行可见性判断，因此当前事务看不到第一次快照读之后其他事务所作的修改，所以RR级别是可重复读的。
而在RC级别下，事务每次select 都会进行快照读时都会创建一个Read View，然后根据这个Read View进行可见性判断，因此每次快照读时都能读取到被提交了的最新的数据。

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MySQL表的约束

Mysql表的增删改

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Mysql 多表查询

自连接

多表的内外连接

MySQL索引

InnoDB和MyISAM索引的不同

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隔离级别

多版本并发控制

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