【建议收藏】MySQL 三万字精华总结 —查询和事务（三）

五、MySQL查询

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count(*) 和 count(1)和count(列名)区别   ps：这道题说法有点多

执行效果上：

• count(*)包括了所有的列，相当于行数，在统计结果的时候，不会忽略列值为NULL

• count(1)包括了所有列，用1代表代码行，在统计结果的时候，不会忽略列值为NULL

• count(列名)只包括列名那一列，在统计结果的时候，会忽略列值为空（这里的空不是只空字符串或者0，而是表示null）的计数，即某个字段值为NULL时，不统计。

执行效率上：

• 列名为主键，count(列名)会比count(1)快

• 列名不为主键，count(1)会比count(列名)快

• 如果表多个列并且没有主键，则 count(1) 的执行效率优于 count(*)

• 如果有主键，则 select count（主键）的执行效率是最优的

• 如果表只有一个字段，则 select count(*) 最优。

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MySQL中 in和 exists 的区别？

• exists：exists对外表用loop逐条查询，每次查询都会查看exists的条件语句，当exists里的条件语句能够返回记录行时（无论记录行是的多少，只要能返回），条件就为真，返回当前loop到的这条记录；反之，如果exists里的条件语句不能返回记录行，则当前loop到的这条记录被丢弃，exists的条件就像一个bool条件，当能返回结果集则为true，不能返回结果集则为false

• in：in查询相当于多个or条件的叠加

SELECT * FROM A WHERE A.id IN (SELECT id FROM B);
SELECT * FROM A WHERE EXISTS (SELECT * from B WHERE B.id = A.id);

如果查询的两个表大小相当，那么用in和exists差别不大。

如果两个表中一个较小，一个是大表，则子查询表大的用exists，子查询表小的用in：

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UNION和UNION ALL的区别?

UNION和UNION ALL都是将两个结果集合并为一个，两个要联合的SQL语句 字段个数必须一样，而且字段类型要“相容”（一致）；

• UNION在进行表连接后会筛选掉重复的数据记录（效率较低），而UNION ALL则不会去掉重复的数据记录；

• UNION会按照字段的顺序进行排序，而UNION ALL只是简单的将两个结果合并就返回；

SQL执行顺序

手写

SELECT DISTINCT <select_list>
FROM  <left_table> <join_type>
JOIN  <right_table> ON <join_condition>
WHERE  <where_condition>
GROUP BY  <group_by_list>
HAVING <having_condition>
ORDER BY <order_by_condition>
LIMIT <limit_number>

机读

FROM  <left_table>
ON <join_condition>
<join_type> JOIN  <right_table>
WHERE  <where_condition>
GROUP BY  <group_by_list>
HAVING <having_condition>
SELECT
DISTINCT <select_list>
ORDER BY <order_by_condition>
LIMIT <limit_number>

• 总结

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mysql 的内连接、左连接、右连接有什么区别？

什么是内连接、外连接、交叉连接、笛卡尔积呢？

Join图

六、MySQL 事务

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事务的隔离级别有哪些？MySQL的默认隔离级别是什么？

什么是幻读，脏读，不可重复读呢？

MySQL事务的四大特性以及实现原理

MVCC熟悉吗，它的底层原理？

MySQL 事务主要用于处理操作量大，复杂度高的数据。比如说，在人员管理系统中，你删除一个人员，你即需要删除人员的基本资料，也要删除和该人员相关的信息，如信箱，文章等等，这样，这些数据库操作语句就构成一个事务！

ACID — 事务基本要素

事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元，具有4个属性，通常简称为事务的ACID属性。

• A (Atomicity) 原子性：整个事务中的所有操作，要么全部完成，要么全部不完成，不可能停滞在中间某个环节。事务在执行过程中发生错误，会被回滚（Rollback）到事务开始前的状态，就像这个事务从来没有执行过一样

• C (Consistency) 一致性：在事务开始之前和事务结束以后，数据库的完整性约束没有被破坏

• I (Isolation)隔离性：一个事务的执行不能其它事务干扰。即一个事务内部的操作及使用的数据对其它并发事务是隔离的，并发执行的各个事务之间不能互相干扰

• D (Durability) 持久性：在事务完成以后，该事务所对数据库所作的更改便持久的保存在数据库之中，并不会被回滚

并发事务处理带来的问题

• 更新丢失（Lost Update)：事务A和事务B选择同一行，然后基于最初选定的值更新该行时，由于两个事务都不知道彼此的存在，就会发生丢失更新问题

• 脏读(Dirty Reads)：事务A读取了事务B更新的数据，然后B回滚操作，那么A读取到的数据是脏数据

• 不可重复读（Non-Repeatable Reads)：事务 A 多次读取同一数据，事务B在事务A多次读取的过程中，对数据作了更新并提交，导致事务A多次读取同一数据时，结果不一致。

• 幻读（Phantom Reads)：幻读与不可重复读类似。它发生在一个事务A读取了几行数据，接着另一个并发事务B插入了一些数据时。在随后的查询中，事务A就会发现多了一些原本不存在的记录，就好像发生了幻觉一样，所以称为幻读。

幻读和不可重复读的区别：

• 不可重复读的重点是修改：在同一事务中，同样的条件，第一次读的数据和第二次读的数据不一样。（因为中间有其他事务提交了修改）

• 幻读的重点在于新增或者删除：在同一事务中，同样的条件,，第一次和第二次读出来的记录数不一样。（因为中间有其他事务提交了插入/删除）

并发事务处理带来的问题的解决办法：

• “更新丢失”通常是应该完全避免的。但防止更新丢失，并不能单靠数据库事务控制器来解决，需要应用程序对要更新的数据加必要的锁来解决，因此，防止更新丢失应该是应用的责任。

• “脏读” 、 “不可重复读”和“幻读” ，其实都是数据库读一致性问题，必须由数据库提供一定的事务隔离机制来解决：

• • 一种是加锁：在读取数据前，对其加锁，阻止其他事务对数据进行修改。

  • 另一种是数据多版本并发控制（MultiVersion Concurrency Control，简称 MVCC 或 MCC），也称为多版本数据库：不用加任何锁， 通过一定机制生成一个数据请求时间点的一致性数据快照 （Snapshot)， 并用这个快照来提供一定级别 （语句级或事务级） 的一致性读取。从用户的角度来看，好象是数据库可以提供同一数据的多个版本。

事务隔离级别

数据库事务的隔离级别有4种，由低到高分别为

• READ-UNCOMMITTED(读未提交)： 最低的隔离级别，允许读取尚未提交的数据变更，可能会导致脏读、幻读或不可重复读。

• READ-COMMITTED(读已提交)： 允许读取并发事务已经提交的数据，可以阻止脏读，但是幻读或不可重复读仍有可能发生。

• REPEATABLE-READ(可重复读)： 对同一字段的多次读取结果都是一致的，除非数据是被本身事务自己所修改，可以阻止脏读和不可重复读，但幻读仍有可能发生。

• SERIALIZABLE(可串行化)： 最高的隔离级别，完全服从ACID的隔离级别。所有的事务依次逐个执行，这样事务之间就完全不可能产生干扰，也就是说，该级别可以防止脏读、不可重复读以及幻读。

查看当前数据库的事务隔离级别：

show variables like 'tx_isolation'

下面通过事例一一阐述在事务的并发操作中可能会出现脏读，不可重复读，幻读和事务隔离级别的联系。

数据库的事务隔离越严格，并发副作用越小，但付出的代价就越大，因为事务隔离实质上就是使事务在一定程度上“串行化”进行，这显然与“并发”是矛盾的。同时，不同的应用对读一致性和事务隔离程度的要求也是不同的，比如许多应用对“不可重复读”和“幻读”并不敏感，可能更关心数据并发访问的能力。

Read uncommitted

读未提交，就是一个事务可以读取另一个未提交事务的数据。

事例：老板要给程序员发工资，程序员的工资是3.6万/月。但是发工资时老板不小心按错了数字，按成3.9万/月，该钱已经打到程序员的户口，但是事务还没有提交，就在这时，程序员去查看自己这个月的工资，发现比往常多了3千元，以为涨工资了非常高兴。但是老板及时发现了不对，马上回滚差点就提交了的事务，将数字改成3.6万再提交。

分析：实际程序员这个月的工资还是3.6万，但是程序员看到的是3.9万。他看到的是老板还没提交事务时的数据。这就是脏读。

那怎么解决脏读呢？Read committed！读提交，能解决脏读问题。

Read committed

读提交，顾名思义，就是一个事务要等另一个事务提交后才能读取数据。

事例：程序员拿着信用卡去享受生活（卡里当然是只有3.6万），当他埋单时（程序员事务开启），收费系统事先检测到他的卡里有3.6万，就在这个时候！！程序员的妻子要把钱全部转出充当家用，并提交。当收费系统准备扣款时，再检测卡里的金额，发现已经没钱了（第二次检测金额当然要等待妻子转出金额事务提交完）。程序员就会很郁闷，明明卡里是有钱的…

分析：这就是读提交，若有事务对数据进行更新（UPDATE）操作时，读操作事务要等待这个更新操作事务提交后才能读取数据，可以解决脏读问题。但在这个事例中，出现了一个事务范围内两个相同的查询却返回了不同数据，这就是不可重复读。

那怎么解决可能的不可重复读问题？Repeatable read ！

Repeatable read

重复读，就是在开始读取数据（事务开启）时，不再允许修改操作。MySQL的默认事务隔离级别

事例：程序员拿着信用卡去享受生活（卡里当然是只有3.6万），当他埋单时（事务开启，不允许其他事务的UPDATE修改操作），收费系统事先检测到他的卡里有3.6万。这个时候他的妻子不能转出金额了。接下来收费系统就可以扣款了。

分析：重复读可以解决不可重复读问题。写到这里，应该明白的一点就是，不可重复读对应的是修改，即UPDATE操作。但是可能还会有幻读问题。因为幻读问题对应的是插入INSERT操作，而不是UPDATE操作。

什么时候会出现幻读？

事例：程序员某一天去消费，花了2千元，然后他的妻子去查看他今天的消费记录（全表扫描FTS，妻子事务开启），看到确实是花了2千元，就在这个时候，程序员花了1万买了一部电脑，即新增INSERT了一条消费记录，并提交。当妻子打印程序员的消费记录清单时（妻子事务提交），发现花了1.2万元，似乎出现了幻觉，这就是幻读。

那怎么解决幻读问题？Serializable！

Serializable 序列化

Serializable 是最高的事务隔离级别，在该级别下，事务串行化顺序执行，可以避免脏读、不可重复读与幻读。简单来说，Serializable会在读取的每一行数据上都加锁，所以可能导致大量的超时和锁争用问题。这种事务隔离级别效率低下，比较耗数据库性能，一般不使用。

比较

需要说明的是，事务隔离级别和数据访问的并发性是对立的，事务隔离级别越高并发性就越差。所以要根据具体的应用来确定合适的事务隔离级别，这个地方没有万能的原则。

MySQL InnoDB 存储引擎的默认支持的隔离级别是 REPEATABLE-READ（可重读）。我们可以通过SELECT @@tx_isolation;命令来查看，MySQL 8.0 该命令改为SELECT @@transaction_isolation;

这里需要注意的是：与 SQL 标准不同的地方在于InnoDB 存储引擎在REPEATABLE-READ（可重读）事务隔离级别下使用的是Next-Key Lock 算法，因此可以避免幻读的产生，这与其他数据库系统(如 SQL Server)是不同的。所以说InnoDB 存储引擎的默认支持的隔离级别是 REPEATABLE-READ（可重读）已经可以完全保证事务的隔离性要求，即达到了 SQL标准的 SERIALIZABLE(可串行化)隔离级别，而且保留了比较好的并发性能。

因为隔离级别越低，事务请求的锁越少，所以大部分数据库系统的隔离级别都是READ-COMMITTED(读已提交):，但是你要知道的是InnoDB 存储引擎默认使用REPEATABLE-READ（可重读）并不会有任何性能损失。

MVCC 多版本并发控制

MySQL的大多数事务型存储引擎实现都不是简单的行级锁。基于提升并发性考虑，一般都同时实现了多版本并发控制（MVCC），包括Oracle、PostgreSQL。只是实现机制各不相同。

可以认为 MVCC 是行级锁的一个变种，但它在很多情况下避免了加锁操作，因此开销更低。虽然实现机制有所不同，但大都实现了非阻塞的读操作，写操作也只是锁定必要的行。

MVCC 的实现是通过保存数据在某个时间点的快照来实现的。也就是说不管需要执行多长时间，每个事物看到的数据都是一致的。

典型的MVCC实现方式，分为乐观（optimistic）并发控制和悲观（pressimistic）并发控制。下边通过 InnoDB的简化版行为来说明 MVCC 是如何工作的。

InnoDB 的 MVCC，是通过在每行记录后面保存两个隐藏的列来实现。这两个列，一个保存了行的创建时间，一个保存行的过期时间（删除时间）。当然存储的并不是真实的时间，而是系统版本号（system version number）。每开始一个新的事务，系统版本号都会自动递增。事务开始时刻的系统版本号会作为事务的版本号，用来和查询到的每行记录的版本号进行比较。

REPEATABLE READ（可重读）隔离级别下MVCC如何工作：

• SELECT

  InnoDB会根据以下两个条件检查每行记录：

  只有符合上述两个条件的才会被查询出来

• • InnoDB只查找版本早于当前事务版本的数据行，这样可以确保事务读取的行，要么是在开始事务之前已经存在要么是事务自身插入或者修改过的

  • 行的删除版本号要么未定义，要么大于当前事务版本号，这样可以确保事务读取到的行在事务开始之前未被删除

• INSERT：InnoDB为新插入的每一行保存当前系统版本号作为行版本号

• DELETE：InnoDB为删除的每一行保存当前系统版本号作为行删除标识

• UPDATE：InnoDB为插入的一行新纪录保存当前系统版本号作为行版本号，同时保存当前系统版本号到原来的行作为删除标识

保存这两个额外系统版本号，使大多数操作都不用加锁。使数据操作简单，性能很好，并且也能保证只会读取到符合要求的行。不足之处是每行记录都需要额外的存储空间，需要做更多的行检查工作和一些额外的维护工作。

MVCC 只在 COMMITTED READ（读提交）和REPEATABLE READ（可重复读）两种隔离级别下工作。

事务日志

InnoDB 使用日志来减少提交事务时的开销。因为日志中已经记录了事务，就无须在每个事务提交时把缓冲池的脏块刷新(flush)到磁盘中。

事务修改的数据和索引通常会映射到表空间的随机位置，所以刷新这些变更到磁盘需要很多随机 IO。

InnoDB 假设使用常规磁盘，随机IO比顺序IO昂贵得多，因为一个IO请求需要时间把磁头移到正确的位置，然后等待磁盘上读出需要的部分，再转到开始位置。

InnoDB 用日志把随机IO变成顺序IO。一旦日志安全写到磁盘，事务就持久化了，即使断电了，InnoDB可以重放日志并且恢复已经提交的事务。

InnoDB 使用一个后台线程智能地刷新这些变更到数据文件。这个线程可以批量组合写入，使得数据写入更顺序，以提高效率。

事务日志可以帮助提高事务效率：

• 使用事务日志，存储引擎在修改表的数据时只需要修改其内存拷贝，再把该修改行为记录到持久在硬盘上的事务日志中，而不用每次都将修改的数据本身持久到磁盘。

• 事务日志采用的是追加的方式，因此写日志的操作是磁盘上一小块区域内的顺序I/O，而不像随机I/O需要在磁盘的多个地方移动磁头，所以采用事务日志的方式相对来说要快得多。

• 事务日志持久以后，内存中被修改的数据在后台可以慢慢刷回到磁盘。

• 如果数据的修改已经记录到事务日志并持久化，但数据本身没有写回到磁盘，此时系统崩溃，存储引擎在重启时能够自动恢复这一部分修改的数据。

目前来说，大多数存储引擎都是这样实现的，我们通常称之为预写式日志（Write-Ahead Logging），修改数据需要写两次磁盘。

事务的实现

事务的实现是基于数据库的存储引擎。不同的存储引擎对事务的支持程度不一样。MySQL 中支持事务的存储引擎有 InnoDB 和 NDB。

事务的实现就是如何实现ACID特性。

事务的隔离性是通过锁实现，而事务的原子性、一致性和持久性则是通过事务日志实现 。

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事务是如何通过日志来实现的，说得越深入越好。

事务日志包括：重做日志redo和回滚日志undo

• redo log（重做日志） 实现持久化和原子性

  在innoDB的存储引擎中，事务日志通过重做(redo)日志和innoDB存储引擎的日志缓冲(InnoDB Log Buffer)实现。事务开启时，事务中的操作，都会先写入存储引擎的日志缓冲中，在事务提交之前，这些缓冲的日志都需要提前刷新到磁盘上持久化，这就是DBA们口中常说的“日志先行”(Write-Ahead Logging)。当事务提交之后，在Buffer Pool中映射的数据文件才会慢慢刷新到磁盘。此时如果数据库崩溃或者宕机，那么当系统重启进行恢复时，就可以根据redo log中记录的日志，把数据库恢复到崩溃前的一个状态。未完成的事务，可以继续提交，也可以选择回滚，这基于恢复的策略而定。

  在系统启动的时候，就已经为redo log分配了一块连续的存储空间，以顺序追加的方式记录Redo Log，通过顺序IO来改善性能。所有的事务共享redo log的存储空间，它们的Redo Log按语句的执行顺序，依次交替的记录在一起。

• undo log（回滚日志）  实现一致性

  undo log 主要为事务的回滚服务。在事务执行的过程中，除了记录redo log，还会记录一定量的undo log。undo log记录了数据在每个操作前的状态，如果事务执行过程中需要回滚，就可以根据undo log进行回滚操作。单个事务的回滚，只会回滚当前事务做的操作，并不会影响到其他的事务做的操作。

  Undo记录的是已部分完成并且写入硬盘的未完成的事务，默认情况下回滚日志是记录下表空间中的（共享表空间或者独享表空间）

二种日志均可以视为一种恢复操作，redo_log是恢复提交事务修改的页操作，而undo_log是回滚行记录到特定版本。二者记录的内容也不同，redo_log是物理日志，记录页的物理修改操作，而undo_log是逻辑日志，根据每行记录进行记录。

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又引出个问题：你知道MySQL 有多少种日志吗？

• 错误日志：记录出错信息，也记录一些警告信息或者正确的信息。

• 查询日志：记录所有对数据库请求的信息，不论这些请求是否得到了正确的执行。

• 慢查询日志：设置一个阈值，将运行时间超过该值的所有SQL语句都记录到慢查询的日志文件中。

• 二进制日志：记录对数据库执行更改的所有操作。

• 中继日志：中继日志也是二进制日志，用来给slave 库恢复

• 事务日志：重做日志redo和回滚日志undo

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分布式事务相关问题，可能还会问到 2PC、3PC，，，

MySQL对分布式事务的支持

分布式事务的实现方式有很多，既可以采用 InnoDB 提供的原生的事务支持，也可以采用消息队列来实现分布式事务的最终一致性。这里我们主要聊一下 InnoDB 对分布式事务的支持。

MySQL 从 5.0.3  InnoDB 存储引擎开始支持XA协议的分布式事务。一个分布式事务会涉及多个行动，这些行动本身是事务性的。所有行动都必须一起成功完成，或者一起被回滚。

在MySQL中，使用分布式事务涉及一个或多个资源管理器和一个事务管理器。

如图，MySQL 的分布式事务模型。模型中分三块：应用程序（AP）、资源管理器（RM）、事务管理器（TM）:

• 应用程序：定义了事务的边界，指定需要做哪些事务；

• 资源管理器：提供了访问事务的方法，通常一个数据库就是一个资源管理器；

• 事务管理器：协调参与了全局事务中的各个事务。

分布式事务采用两段式提交（two-phase commit）的方式：

• 第一阶段所有的事务节点开始准备，告诉事务管理器ready。

• 第二阶段事务管理器告诉每个节点是commit还是rollback。如果有一个节点失败，就需要全局的节点全部rollback，以此保障事务的原子性。