面试--mysql基础

1、三范式

第一范式(1NF)：属性不可分割，即每个属性都是不可分割的原子项。(实体的属性即表中的列)
第二范式(2NF)：满足第一范式；且不存在部分依赖，即非主属性必须完全依赖于主属性。(主属性即主键；完全依赖是针对于联合主键的情况，非主键列不能只依赖于主键的一部分)
第三范式(3NF)：满足第二范式；且不存在传递依赖，即非主属性不能与非主属性之间有依赖关系，非主属性必须直接依赖于主属性，不能间接依赖主属性。（A -> B, B ->C, A -> C）

2、数据库引擎

MYISAM：全表锁，执行速度高，不支持事务、外键，并发性能差，占用空间较小
Innodb：行级锁，有提交、回滚的事务安全，支持自动增长列、外键，并发能力强，对比MYSIAM占用空间高
Memory：全表锁，存储在内存中，速度快，但会占用和数据量成正比的内存空间，数据在mysql重启时会丢失，默认使用哈希索引，检索效率非常高，但不适用精确查找
Merge：是一组MYISAM表的组合

3、InnoDB和MyIsam的区别

InnoDB	MyIsam
支持事务，每一条sql都默认封装成事务，自动提交，影响速度	不支持事务
支持外键，如果包含外键的InnoDB表转为myisam会失败	不支持外键
聚集索引，数据文件和索引绑定一起，必须要有主键，辅助索引需要查询两次，先查询到主键，再通过主键查数据	非聚集索引，数据文件是分离的，索引保存的是数据文件的指针
不保存表的具体行数，执行select count需要全表扫描	用一个变量保存整个表的行数，执行select count只需要读出变量
不支持全文索引	支持全文索引，查询效率较高

没有特别的需求，使用默认的Innodb，以读写为主可以使用Mysam。

4、事务（ACID）

原子性：要么全部成功，要么全部失败
一致性：事务前后数据的完整性必须保持一致。
隔离性：并发操作时，不同的事务不会彼此干扰
持久性：一旦事务提交成功，持久化到数据库

5、索引

对数据库表中一个或多个列的值进行排序的结构

主键索引：列不允许重复，不允许为null。一个表只能有一个主键
唯一索引：列不允许重复，允许为null。一个表允许多个列创建唯一索引。add unique(列)
普通索引：add index 索引名(列)
全文索引：add fulltext(列)
删除：alter table 表名 drop key 索引名。如果主键自增长，需要取消后再删除

创建索引需要耗费资源，增加了数据库的存储空间，在插入和删除时花费时间维护索引

索引加快检索速度，通过使用索引，可以在查询的过程中使用优化隐藏器，提高系统的性能

6、聚集索引和非聚集索引

聚集索引：

基于主键创建的索引，innodb中聚集索引就是按照每张表的主键构建b+树，叶子结点存储每一行数据记录，不仅仅是一种索引类型，还是一种数据的存储方式。

每个表总必须要有一个主键，如果没有主键，innodb默认选择一个隐藏列作为主键索引存储。

innodb只能存在一个聚集索引，如果存在多个，就意味这个表的数据存在多个副本，造成磁盘空间浪费。

对表中的进行插入删除更新时，物理排序可能发生变化，导致产生碎片，数据库需要重新进行排序和存储，代价较高

非聚集索引：

索引的逻辑顺序和磁盘上存储的物理顺序不同

一张表可以拥有多个非聚集索引，不改变表的物理存储格式，对增删改的影响较小，可以根据不同的列组合，加速查询效率

需要维护独立的数据结构，占用更多磁盘空间

非聚集索引和表使用不同的IO，在查询时需要进行多次IO，增加查询的成本和时间

7、为什么命中索引比不命中要快

执行select语句时，innodb需要从磁盘读取数据，涉及到磁盘IO，并且磁盘IO是比较消耗的。所以innodb对磁盘上的数据建立一个索引，然后把索引数据和索引列对应的磁盘地址以b+树存储。B+树是一颗多路平衡二叉树，它的特点是，非叶子节点只存储索引，叶子节点存储数据，从而减少 B+树层高降低磁盘 IO 次数从而提升数据检索效率。

8、什么情况下不建立索引

数据量小
数据离散度不高的列，比如性别、年龄
频繁变更的表，索引需要重排序

9、索引失效

where里没有使用索引列
索引列使用函数，mysql8增加了函数索引
对索引列进行类型转换，如果索引是字符串，传入的是数字，就需要转换
组合索引中，最左匹配法则，从索引的最左列开始顺序检索，否则不会走索引
like %xxx不符合最左匹配法则
使用！=、not查询
使用or连接查询，or前后没有同时使用索引
查询条件涉及到大量数据，mysql可能会认为使用索引并不高效，放弃使用索引

10、视图

虚拟的表，具有和物理表相同的功能，可以增删改查，对视图的修改不影响基本表，使得获取数据更容易

create view 视图名 as 查询语句

11、隔离级别

innodb默认可重复读

级别	脏读	不可重复度	幻读
读未提交	√	√	√
读已提交	×	√	√
可重复读RR	×	×	innodb不存在
可串行化	×	×	×

脏读：第一个事务读取数据并修改，但还没有提交，另外一个事务读取数据并使用，读取的就是脏数据

不可重复读：一个事务读取并修改数据，另一个事务也访问并修改，第一个事务修改的丢失

幻读：一个事务读取了几行，另一个事务插入数据，第一个事务回发现多了一些不存在的记录

12、RR隔离基本，有没有解决幻读

MySQL在RR隔离级别下，是有可能会发生幻读的。但需要具备一定的条件才能触发：

在一个事务当中，同时使用到快照读和当前读。
同时其他事务刚好有插入数据的操作发生且已提交。
当前读在当前事务中发生的时间点是在其他事务插入数据且提交之后。
在当前事务中再次执行快照读或当前读的时候，如果查询条件搜索的范围刚好可以包含其他事务插入的数据，则会发生幻读。

为了避免这种情况，可以通过for update加锁

13、mysql事务实现原理

事务满足ACID特性

原子性：如果事务失败，要执行回滚，innodb中有一个undolog的表，把修改之前的数据快照保存进去，回时读取数据执行反向操作
隔离性：innodb默认是rr级别，使用mvcc+锁来解决这个问题。
持久性：innodb引入redo_log文件，存储数据被修改后的值，当事务对数据变更时，除了修改内存缓存区的数据以外，还会把修改的值接入到redo_log，提交事务时直接把redolog日志刷到磁盘，如果出现宕机，重启后可以直接用redolog保存的日志读取再执行一遍。
一致性：就是通过AID保证的

14、innodb是如何解决幻读的

在RR级别下，innodb采用mvcc机制解决幻读，是一种乐观锁，通过对不同事务生成不同得到快照版本，通过undolog版本进行管理，高版本能看到低版本的事务变更，实现不同事务之间的数据隔离。

但是在当前读的情况下，是直接读取内存的数据，跳过了快照读，可以使用next-key locking 的锁策略来防止幻读，这种锁策略结合了间隙锁和记录锁，使得其他事务无法插入"幻影"行。

记录锁锁定存在的记录行，间隙锁锁住记录行之间的间隙，前开后闭

因此，如果对性能要求较高的场景，把隔离级别设置成RC，不存在间隙锁，加锁影响并发性能

15、drop、delete、trancate

delete和trancate：删除表数据，不删除表结构

速度：drop>trancate>delete

delete：会放在rollback中，事务提交后才生效，如果有trigger，执行时会触发

drop和trancate：操作立即生效，不能回滚，不触发trigger

16、inner 、left、right join

inner ：两张表联结字段相等的数据 inner join

left：左表为基表，匹配连接字段相等，右表有的数据，没有的话显示null

right ：右表为基表，匹配连接字段相等，左表有的数据，没有的话显示null

17、union/union all的区别

union在进行表链接后会筛选掉重复的记录，union all不会去除重复记录。 union会按照字段的顺序进行排序；union all 只是将两个结果集合并后就返回。

从效率上讲，union all要比 union快的多，所以如果确定合并的两个结果集中没有重复且不需要排序就用Union all.

18、为什么sql语句不要过多的join

每个join都要对两个或多个表进行连接操作，需要消耗大量的计算资源和时间
可读性和维护性：sql语句复杂，难以理解和维护

19、大表如何优化

限制数据范围，比如时间范围等
读写分离，主库写、从库读
垂直分区，一张列很多的表拆分为多张表，使得列数据变小，减少读取的block数，减少IO次数。但是主键会出现冗余，可以使用join
水平分区，也就是分表，根据规则落在不同的表。分包只是解决了单一表数据过大的问题，但表的数据还在同一台机器，所以最好是分库

20、整体优化

硬件优化：cpu、内存大小、带宽等
结构优化：主从集群-单个mysql服务容易单点故障，集群可以保证服务的高可用性

读写分离-避免读写导致的性能影响

分库分表-分库降低单个服务器节点的IO压力，分表降低表数据

使用redis等-环境访问压力，提升数据检索性能
sql优化：通过my.conf完成的

需要注意-配置的作用域和是否支持热加载

热加载--全局参数的设定对于已经存在的会话无法生效

会话参数的设定随着会话的销毁而失效

全局类的统一配置建议配置在配置文件中，否则重启服务会失效

21、Sql优化

慢sql的定位和排查

通过慢查询日志和慢查询日志分析工具得到有问题的sql列表

执行计划分析

针对慢sql，可以使用explain关键字查看当前sql的执行计划，重点关注type key rows等字段，定位原因

使用show profile工具

分析当前对话，sql执行过程中所有的资源开销情况

22、sql优化规则

不使用select *
减少子查询，使用关联查询代替
减少使用in/not in，使用exists/not exists或者关联查询代替
减少使用or，可以用union/union all代替
避免where中使用!=/<>，否则会放弃索引进行全表扫描
避免where子句对字段进行null判断，否则会放弃使用索引进行全表扫描
避免索引上使用函数或者运算，导致失效
where中like% 尽量放在右边
尽量使用sql语句用到的索引完成排序
小结果集驱动大结果集

23、权限表

user：链接服务器的用户账号信息
db：记录各个账号在各个数据库上的操作权限
table_priv：记录数据表级的操作权限
columns_priv：记录数据列级的操作权限
host：配个db表，对给定主机上数据库级操作权限更细致的控制

24、b树和b+树

平衡二叉树：左节点比根节点小，右节点比根节点大，且子树的高度差不超过1，左旋右旋平衡。

B+树在b树上做了增强：

B树的数据存储在节点，B+树存储在叶子结点，并且通过链表的方式将叶子结点数据连接
B数是一种多路平衡二叉树，子路数量=关键字数+1，B+树子路数量=关键字数

25、Innodb中对b+树的使用

磁盘IO性能开销较大，特别是查询较多的情况下。

在Innodb中，对存储在磁盘上的数据建立索引，把索引数据以及索引对的磁盘地址，以B+存储。

因为B+树分路多，所以只需要较少次数的磁盘IO就能查到。

b+树深度为3基本可以维护10亿数据，所以高度一般都在2~4层。也就是说查找某一键值的行记录时最多只需要1~3次磁盘I/O操作。

26、为什么使用B+，而不是红黑树

数据库存储的数据量较多，导致索引很大，索引存储在磁盘，磁盘IO又是很消耗资源的，并且b+树的深度相对红黑树会少，IO次数也就少
b+树，相邻的数据在物理上也是相邻的，因为b+树的节点大小设为一个页，一个节点上存有多个相邻的关键字和分支信息，每个节点只需要一次IO，相当于一次IO还加载了多个相邻的关键字，而红黑树中大小相邻的数据在物理结构上可能相差很大。基于局部性原理，预加载，每次磁盘访问的时候除了将访问到的页加载到磁盘，还加载相邻的数据到内存中，这个加载是不需要消耗磁盘IO的。

27、为什么使用B+，而不是b树

B+树的数据存储在叶子节点，索引存储在非叶子结点，所以每一层能够存储的索引数量会增加，b+树在层高相同的情况下存储的数据量比B树多，磁盘IO也就更少
b+树的数据存储使用双向链表，查询时只要两个节点遍历，而b树需要获取所有节点，所以b+树更少，且更稳定

28、对MVCC的理解

线程A和B同时写操作，可能存在数据更新丢失的问题，MVCC就是为了解决事务操作中并发安全性问题的无锁并发控制技术，也就是多版本并发控制，通过数据库记录隐式字段，undo日志，Read view来实现的。MVCC主要解决三个问题：

解决读写并发阻塞问题，提升数据并发处理能力
采用乐观锁，降低死锁概率
解决一致性读的问题，事务启动时根据某个条件读取到的数据，结束时执行相同条件，读到的是同一份

原理：

获取事务自己事务ID,即trx_id。(这个也不是select的时候获取的，而是这个事务开启的时候获取的也就是begin的时候)
获取ReadView(这个才是select的时候才会生成的)
数据库表中如果查询到数据，那就到ReadView中的事务版本号进行比较。
如果不符合ReadView的可见性规则，即就需要Undo log中历史快照,直到返回符合规则的数据;

InnoDB 实现MVCC，是通过ReadView + Undo Log 实现的，Undo Log 保存了历史快照，ReadView可见性规则帮助判断当前版本的数据是否可见。

MVCC只在已提交度和可重复读两个隔离级别下工作，其他两个隔离级别和MVCC是不兼容的。因为未提交读，总数读取最新的数据行，而不是读取符合当前事务版本的数据行。而串行化（Serializable）则会对读的所有数据多加锁。

29、mvcc过程会加锁吗

通常不需要加锁

写操作时，在修改数据之前会复制一份，建立一个新的快照，当一个事务需要修改时，会检查修改数据的快照版本号和该事务的快照版本是否一致，不一致就要等待其他事务完成修改。

30、为什么不推荐使用存储过程

不好调试，多复杂逻辑不好定位问题
一致性差，oracle迁移到mysql，可能需要重写
管理困难，存储过程的量较大的时候
优化和维护麻烦，数据库的表结构可能发生变化，需要同步到存储过程
不易解读

31、update是锁行还是锁表

取决于执行的update语句的条件等因素

如果where包含了索引列，并且只更新一条数据，就是行锁
如果where不包含索引列，就是加表锁
记录锁+间隙锁 for update

32、binlog和redolog的区别

binlog和redolog都是记录数据库数据变更操作的日志

binlog主要用来做数据备份、数据恢复、数据同步。在主从数据同步的场景中；redolog主要用来实现mysql事务恢复，保证ACID特性，当数据库崩溃时redol可以把未提交的事务回滚，已提交的事务持久化

binlog记录数据库的逻辑变化；redolog记录的是物理变化。
binlog在执行sql时在主线程中生成逻辑变化写入磁盘，是语句级别的记录方式；redolog是在innodb存储引擎层面的操作，是在mysql后台线程中生成并写入磁盘，是事务级别的记录方式。

33、binlog几种格式，分别什么区别

statement：记录sql原文。不需要记录每一行的变化，较少binlog日志量，节约IO提高性能，由于sql执行时有上下文的，因此在保存的时候需要保存相关的信息，同时还有一些使用了函数之类的语句无法被记录复制
row：不记录sql上下文相关信息，仅保存哪条记录被修改，记录单元为每一行的改动，基本是可以全部记下来但是由于很多操作，会导致大量行的改动，因此日志量大
mixed：折中方法，普通操作使用statement记录，当无法使用statement的时候使用row

34、MD5的值应该用什么类型存储

MD5由数字和字母组成16/32长度的字符串

char类型是固定长度，修改后存储空间的长度不变

varchar类型是可变长度，修改后都需要更新存储空间长度

35、优化-explain

id	查询中执行select子句或操作表的顺序 id相同，执行顺序从上往下 id不同，id值越大，优先级越高，越先执行
select_type	查询类型，主要用于区别普通查询，联合查询，子查询等的复杂查询 1、simple —简单查询 2、primary —主查询，外层的查询 3、subquery—在select语句中出现的子查询语句，结果不依赖于外部查询（不在from语句中） 4、derived—在from列表中包含的子查询被标记为derived（衍生），MySQL会递归执行这些子查询，把结果放到临时表中 5、union—如果第二个select出现在UNION之后，则被标记为UNION，如果union包含在from子句的子查询中，外层select被标记为derived 6、union result:UNION 的结果
table	输出的行所引用的表
type	显示联结类型，显示查询使用了何种类型，按照从最佳到最坏类型排序 1、system：表中仅有一行（=系统表）这是const联结类型的一个特例。 2、const：通过索引一次就找到，const用于比较primary key或者unique索引。 3、eq_ref：唯一性索引扫描，每个索引键表中只有一条记录与之匹配。常见唯一索引或者主键扫描。 4、ref：非唯一性索引扫描，返回匹配某个单独值的所有行，可能会找多个符合条件的行。 5、range：只检索给定范围的行，使用一个索引来选择行。一般就是where语句中出现了between,in等范围的查询。这种范围扫描索引扫描比全表扫描要好，因为它开始于索引的某一个点，而结束另一个点，不用全表扫描。 6、index：只遍历索引树。通常比all快，因为索引文件比数据文件小很多。 7、all：遍历全表以找到匹配的行。注意:一般保证查询至少达到range级别，最好能达到ref。
possible_keys	指出MySQL能使用哪个索引在该表中找到行
key	显示MySQL实际决定使用的键(索引)。如果没有选择索引,键是NULL。查询中如果使用覆盖索引，则该索引和查询的select字段重叠。
key_len	表示索引中使用的字节数，该列计算查询中使用的索引的长度在不损失精度的情况下，长度越短越好。如果键是NULL,则长度为NULL。该字段显示为索引字段的最大可能长度，并非实际使用长度。
ref	显示索引的哪一列被使用了
rows	大致估算出找到所需的记录所需要读取的行数
Extra	1、Using filesort：说明mysql会对数据适用一个外部的索引排序。而不是按照表内的索引顺序进行读取。MySQL中无法利用索引完成排序操作称为“文件排序” 2、Using temporary:使用了临时表保存中间结果，mysql在查询结果排序时使用临时表。常见于排序order by和分组查询group by。 3、Using index:表示相应的select操作用使用覆盖索引，避免访问了表的数据行。如果同时出现using where，表名索引被用来执行索引键值的查找；如果没有同时出现using where，表名索引用来读取数据而非执行查询动作。 4、Using where :表明使用where过滤 5、using join buffer:使用了连接缓存 6、impossible where:where子句的值总是false，不能用来获取任何元组 7、select tables optimized away：在没有group by子句的情况下，基于索引优化Min、max操作或者对于MyISAM存储引擎优化count（*），不必等到执行阶段再进行计算，查询执行计划生成的阶段即完成优化。 8、distinct：优化distinct操作，在找到第一匹配的元组后即停止找同样值的动作。

36、mysql主从集群同步延迟问题如何解决

步骤：主库的更新写到binlog，从库发起连接，连接到主库，此时主库创建一个binlog dump thread，把binlog的内容发送到从库，从库启动后，创建一个IO线程，读取主库传过来的binlog内容并写入relay log，从库还会创建一个sql线程，从relay log读取更新事件，将更新内容写入到从库

涉及到网络数据传输，由于网络通信的延迟以及从库数据处理的效率问题，导致主从数据同步延迟

解决：