【大厂面试】MySQL八股文

本文涉及的产品
RDS MySQL Serverless 基础系列,0.5-2RCU 50GB
云数据库 RDS MySQL,高可用系列 2核4GB
日志服务 SLS,月写入数据量 50GB 1个月
简介: 自己整理的MySQL八股文,可拷贝到xmind通过思维导图查看

MySQL

索引

分类

  • 索引类型

    • 主键索引
    • 普通索引
    • 唯一索引
    • 联合索引

myISAM和Innodb

  • 区别

      1. 事务,myisam不支持事务,Innodb支持
    • 2.锁机制,myisam是表锁,Innodb支持行锁
      1. 索引结构,都是B+树结构,Innodb是聚集索引,数据文件和主键索引绑在一起了,主键索引效率高;Myisam是非聚集索引,索引和数据文件分开的,索引只保存指向数据文件的地址指针
    • 4.Innodb支持外键,myisam不支持

B树和B+树对比

  • 存储

      1. B+树数据都存储在叶子结点,非叶子结点值存储索引
      1. B+树非叶子结点的key都按照从小到大的顺序排列,叶子结点的记录也按key大小排列
      1. 每个叶子结点都存有相邻叶子结点的指针,叶子节点也是按从小到到的顺序连接的
  • 总结

    • 1.B+树的优点:单个结点存储的元素更多,使得查询的IO次数变少
    • 2.所有的查询都要查到叶子结点,查询性能是稳定的,而B树每个结点都可以找到数据,性能不稳定
    • 3.所有叶子结点形成一个有序链表,便于顺序查找,范围查询

B+树和hash索引对比

  • 哈希索引查询效率更高,但是仅仅能满足=, IN, <>这样的查询,不支持范围查询。原因:哈希是用于等值的过滤,不能用于范围的过滤
  • 哈希索引不能用于排序运算,哈希冲突多的情况下,查询性能可能比B+树低

事务

并发一致性问题

  • 幻读

    • 一个事务在前后两次查询同一个范围的时候,后一次查询看到了前一次查询没有看到的行;(按范围查询,第二次数据多了) 幻读的重点在INSERT
    • 原因

      • 行锁只能锁住行,不能阻止新插入的记录
    • 解决

      • RR隔离下,间隙锁,顾名思义,就是给两个值之间的间隙加锁,两个值会产生3个间隙,加3个间隙锁就能保住无法插入新的记录了
  • 脏读

    • 第一个事务里,读取到第二个事务尚未提交的数据,然后第二个事务撤销了这次修改,那么读到的就是脏数据
  • 不可重复读

    • 不可重复读重点在update和delete,即在一个事务里面,对同一行数据的多次读取结果不同,原因是第一个事务未结束,其他事务就update或者delete了数据

事务隔离级别

  • 可重复读

    • 概念

      • 在一个事务中,多次读取同一条数据的结果是一样的
    • 快照读

      • 开始一个事务的时候,会创建一个视图,后面的读都是基于这个视图的,不会去查询最新值
    • 当前读

      • select for update或者select for share mode,在更新之前必须查询当前值,能读到所有已经提交的记录最新值
    • 解决问题

      • 脏读和不可重复读
  • 读未提交

    • 事务中的修改,即使没有提交,对其他事务也是可见的
    • 解决问题

      • 都解决不了
  • 读已提交

    • 事务中的修改,只有提交后,其他事务才可见
    • 解决问题

      • 脏读
  • 串行化

    • 事务只能串行执行

      • 可解决幻读问题

事务隔离的原理

  • 可重复读

    • MVCC多版本并发控制,同一条记录在系统中可以存多个版本,即MVCC,这个版本号是事务开始的时候向系统申请的,根据时间顺序递增。可重复读在事务开始时生成快照,快照规定了同一事务的更新可见,在快照创建之前提交的版本可见。

行锁

  • 锁加在索引记录上面,锁住的是key

间隙锁

  • Innodb为了在可重复读时解决幻读,锁定索引记录间隙,确保索引记录的间隙不变。
  • 问题:检索条件必须有索引,不然会锁整张表记录

next-key lock

  • 行锁和间隙锁的组合

日志

slow log

  • 慢查询日志,

binlog

  • statement

    • 基于SQL语句的复制
    • 记录真实执行的语句,会加上begin和commit
    • 问题:主库和从库执行语句时,修改的数据不是同一条数据,比如:delete......limit 1,因为使用的索引可能不同,导致删数据不同
  • row

    • 基于行的复制
    • 日志中记录每一行数据被修改的形式,再从库对相同数据进行修改,
    • 不记录SQL,而是记录Event,比如:(1)Table_map event:用于说明接下来要操作的表是哪个库哪张表;(2)Delete_rows event:定义删除的行为;
    • 优点:binlog记录每一行
  • mixed

    • 前2种的混合
    • 为什么要有混合型的binlog

      • 1.statement格式的binlog可能导致主从数据不一致,而row格式的数据又很占空间,比如:delete10w行数据,binlog要记10w条记录,影响执行速度;2.mixed类型,MySQL会自行判断SQL是否会引起主从不一致,如果有可能,则用row格式,否则statement

集群问题

主从复制

  • 为什么要主从复制?

    • 1.架构的扩展,单机无法满足过高的I/O频率;2.读写分离,数据库能支持更大的并发;3.数据的热备份
  • 复制的原理

    • 主库将变更写到binlog,从库的IO线程将主库的binlog日志拷贝过来,写入relay log,接着从库的SQL线程从中继日志中读binlog,执行binlog中的内容,保持自己跟主库数据一致
    • 3个线程:(1)binlog输出线程,有从库连到主库时,主库会创建一个线程将binlog内容发给从库;(2)从库I/O线程,该线程连接到主库,读取binlog拷贝到本地文件relay log;(3)从库SQL线程,从库读取relay log的更新事件并执行
    • 从库是串行执行的
  • 主从延迟问题

    • 原因

      • MySQL的主从复制是单线程的,主库对DDL和DML产生binlog,binlog是顺序写,效率高;从库的IO线程不是顺序的,成本高,SQL线程也是单线程的,一个DDL执行完,才会执行下一个,这就导致了延迟
  • 3种同步方式

    • 异步同步

      • MySQL默认是异步的,主库执行完事务后立即给客户端返回结果,不关心从库是否处理;
      • 问题

        • 如果这时候主库挂了,主库上已提交的事务没有传到从库,导致主从数据不一致
    • 全同步

      • 主库执行一个事务,所有从库都执行完这个事务才返回给客户端
      • 缺点:主库完成一个事务的时间拉长,性能降低
    • 半同步

      • 主库只需要等待一个从库结点收到并且反馈即可,不需等待所有从库返回

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