《大厂等着我》系列之MySql相关面试题总结

我觉得数据库相关常问的面试题无非就这些，事务特性，隔离级别，undo log/redo log，MVCC，b树/b+树，为什么索引结构采用B+树，涉及到datePage的概念，然后索引优化，explain慢查询优化，几大索引，回表，索引下推，索引覆盖，大数量优化之分库分表，主从同步，读写分离，binlog同步ES，本期先简单列个概要，后面计划针对每一块知识点作详细介绍。

MySql事务特性（ACID）

原子性：指的是一个事务中的操作要么全部成功，要么全部失败。
一致性：数据库在事务执行前后都保持一致性状态，在一致性状态下，所有事务对一个数据的读取结果都是相同的。
隔离性：指的是一个事务的修改在最终提交前，对其他事务是不可见的。
持久性：指的是一旦事务提交，所做的修改就会永久保存到数据库中。

事务隔离级别

读未提交：一个事务还没提交时，它做的变更就能被别的事务看到。导致脏读、不可重复读、幻读
读已提交：一个事务提交之后，它做的变更才会被其他事务看到。导致不可重复读、幻读
可重复读：一个事务执行过程中看到的数据，总是跟这个事务在启动时看到的数据
是一致的。当然在可重复读隔离级别下，未提交变更对其他事务也是不可见的。导致幻读
串行化：顾名思义是对于同一行记录，“写”会加“写锁”，“读”会加“读锁”。当出现读写锁冲突的时候，后访问的事务必须等前一个事务执行完成，才能继续执行。
Mysql的默认隔离级别是可重复读，oracle的默认隔离级别是读已提交

undo log

原子性是基于undo log日志实现的，undo log 是逻辑日志。
解释：在操作任何数据之前，首先将数据备份到一个地方（成为undo log）。然后进行数据的修改。如果出现了错误或用户执行了Rollback语句，系统可以利用undo log中的备份将数据恢复到事务开始之前的状态。

redo log

持久性是基于redo log日志实现的，redo log是物理日志。
解释：和undo log相反，redo log 记录的是新数据的备份，在事务提交之前，将redo log持久化即可，不需要将数据持久化。当系统崩溃时，虽然数据没有持久化，但是redo log已经持久化。系统可以根据redo log的内容，将所有数据恢复到最新状态。

MVCC

MVCC多版本并发控制，指的是生成readView的时机不一样，在不同的隔离级别的情况下，读取的版本值不一样。MVCC是通过undo log来实现多版本并发控制的，在值从v1更新到v2时，在undo log日志中会记录下返逻辑操作v2到v1的操作。

A和B事务，开启事务，A事务对数据进行了更新，并提交，B事务在读已提交的隔离级别下，读取的是当前存在的最新版本的数据，导致了不可重复读；在可重复读隔离级别下，读取的是当前事务开启事务之前的最后一个版本状态

RC读已提交隔离级别，读取的是当前存在的最新版本的数据
RR可重复读隔离级别，读取的是当前事务开启之前的最后一个版本状态

索引（B树/B+树）

平衡多路查找树
在B+Tree有两个头指针，一个指向根节点，另一个指向关键字最小的叶子节点，而且所有的叶子节点（即数据节点）之间是一种链式环结构。因此可以对B+Tree进行两种查找运算：一种是对于主键的范围查找和分页查找，另一种是从根节点开始，进行随机查找。

1.InnoDB是通过B+Tree结构对主键创建索引，然后叶子节点中存储记录，如果没有主键，那么会选择唯一键，如果没有唯一键，那么会生成一个6字节的row_id来作为主键
2.如果创建索引的键是其他字段，那么在叶子节点中存储的是该记录的主键，然后再通过主键索引找到对应的记录，叫做回表。

聚簇索引和非聚簇索引
数据和索引是不是存放在一起

索引覆盖 using index
select id from tb_user where name=shugeshow =====>索引覆盖
select * from tb_user where name=shugeshow ======>回表

组合索引：最左匹配原则

索引下推 using index condition
name， age
不适用索引下推的话（mysql5.6版本之前）
先根据name列的值把所有的数据都拉取到server层，在server层对age做过滤
使用索引下推（mysql5.6开始）
根据name，age两个字段把满足要求的数据拉到server层，取出对应的数据

采用了索引下推之后，可以大大减少回表次数，提升性能

唯一索引和主键索引的区别
唯一索引可以有空值，主键索引不能为空值